一條SQL更新語句是如何執行的？

這是圖解MySQL的第2篇文章，這篇文章會透過一條SQL更新語句的執行流程讓大家清楚地明白：

• 什麼是InnoDB頁？快取頁又是什麼？為什麼這麼設計？
• 什麼是表空間？不同儲存引擎的表在檔案系統的底層表示上有什麼區別？
• Buffer Pool是什麼？為什麼需要？有哪些我們需要掌握的細節？
• MySQL的三種日誌檔案redo日誌、undo日誌、binlog分別是什麼？為什麼需要這麼多種型別的日誌？

正文開始！

之前我們講過了一條SQL查詢語句是如何執行的，那麼插入（INSERT）、更新（UPDATE）和刪除（DELETE）操作的流程又是什麼樣子呢？

其實對於MySQL而言，只有兩種通常意義的操作，一種是Query（查詢），另一種是Update（更新），後者包含了我們平常使用的INSERT、UPDATE和DELETE操作。

那麼MySQL的更新流程和查詢流程有什麼區別呢？

其實基本的流程是一致的，也要經過處理連線、解析最佳化、儲存引擎幾個步驟。主要區別在更新操作涉及到了MySQL更多的細節。

注：我們接下來的所有描述，針對的都是InnoDB儲存引擎，如果涉及到其他儲存引擎，將會特殊說明

1. 一些需要知道的概念

對於MySQL任何儲存引擎來說，資料都是儲存在磁碟中的，儲存引擎要運算元據，必須先把磁碟中的資料載入到記憶體中才可以。

那麼問題來了，一次性從磁碟中載入多少資料到記憶體中合適呢？當獲取記錄時，InnoDB儲存引擎需要一條條地把記錄從磁碟中讀取出來嗎？

當然不行！我們知道磁碟的讀寫速度和記憶體讀寫速度差了幾個數量級，如果我們需要讀取的資料恰好執行在磁碟的不同位置，那就意味著會產生多次I/O操作。

因此，無論是作業系統也好，MySQL儲存引擎也罷，都有一個預讀取的概念。概念的依據便是統治計算機界的區域性性原理。

空間區域性性：如果當前資料是正在被使用的，那麼與該資料空間地址臨近的其他資料在未來有更大的可能性被使用到，因此可以優先載入到暫存器或主存中提高效率

就是當磁碟上的一塊資料被讀取的時候，我們乾脆多讀一點，而不是用多少讀多少。

1.1 InnoDB頁

InnoDB儲存引擎將資料劃分為若干個頁，以頁作為磁碟和記憶體之間互動的最小單位。InnoDB中頁的大小預設為16KB。也就是預設情況下，一次最少從磁碟中讀取16KB的資料到記憶體中，一次最少把記憶體中16KB的內容重新整理到磁碟上。

對於InnoDB儲存引擎而言，所有的資料（儲存使用者資料的索引、各種後設資料、系統資料）都是以頁的形式進行儲存的。

1.2 表空間

為了更好地管理頁，MySQL又設計了「表空間」的概念。表空間又有很多型別，具體型別我們不需要知道，我們只需要知道，一個表空間可以劃分成很多個InnoDB頁，InnoDB表資料都儲存在某個表空間的頁中。

為了方便我們定位，MySQL貼心地為表空間設計了一個唯一標識——表空間ID（space ID）。同理，InnoDB頁也有自己的唯一編號——頁號（page number）。

因此，我們可以這麼認為。給定表空間ID和頁號以及頁的偏移量，我們就可以定位到InnoDB頁的某條記錄，也就是資料庫表的某條記錄。

1.2.1 資料表在檔案系統中的表示

為了更好地讓大家理解這個抽象的概念，我建立了名為test的資料庫，在其下分別建立了3張表t_user_innodb，t_user_myisam，t_user_memory，對應的儲存引擎分別為InnoDB、MyISAM、MEMORY。

進入MySQL的資料目錄，找到test目錄，看一下test資料庫下所有表對應的本地檔案目錄

drwxr-x--- 2 mysql mysql  4096 Jan 26 09:28 .
drwxrwxrwt 6 mysql mysql  4096 Jan 26 09:24 ..
-rw-r----- 1 mysql mysql    67 Jan 26 09:24 db.opt
-rw-r----- 1 mysql mysql  8556 Jan 26 09:28 t_user_innodb.frm
-rw-r----- 1 mysql mysql 98304 Jan 26 09:28 t_user_innodb.ibd
-rw-r----- 1 mysql mysql  8556 Jan 26 09:27 t_user_memory.frm
-rw-r----- 1 mysql mysql     0 Jan 26 09:28 t_user_myisam.MYD
-rw-r----- 1 mysql mysql  1024 Jan 26 09:28 t_user_myisam.MYI
-rw-r----- 1 mysql mysql  8556 Jan 26 09:28 t_user_myisam.frm

1.2.2 InnoDB是如何儲存表資料的

「表空間」是InnoDB儲存引擎獨有的概念。

我們看到t_user_innodb表在資料庫對應的test目錄下會生成以下兩個檔案

• t_user_innodb.frm
• t_user_innodb.ibd

其中，t_user_innodb.ibd就是t_user_innodb表對應的表空間在檔案系統上的表示；t_user_innodb.frm用來描述表的結構，如表有哪些列，列的型別是什麼等。

1.2.3 MyISAM是如何儲存表資料的

和InnoDB不同，MyISAM沒有表空間的概念，表的資料和索引全都直接存放在對應的資料庫子目錄下，可以看到t_user_myisam對應了三個檔案

• t_user_myisam.MYD
• t_user_myisam.MYI
• t_user_myisam.frm

其中，t_user_myisam.MYD表示表的資料檔案，也就是我們實際看到的資料表的內容；t_user_myisam.MYI表示表的索引檔案，為該表建立的索引都會存放在這個檔案中；t_user_myisam.frm用來描述表的結構。

1.2.4 MEMORY是如何儲存表資料的

MEMORY儲存引擎對應的資料表只有一個描述表結構的檔案t_user_memory.frm。

2. 緩衝池Buffer Pool

為了更好的利用區域性性原理帶給我們的優勢，InnoDB在處理客戶端請求時，如果需要訪問某個頁的資料，會把該資料所在的頁的全部資料載入到記憶體中。哪怕是隻需要訪問一個頁中的一條資料，也需要載入整個頁。

從磁碟中載入資料到記憶體中的操作太昂貴了！有什麼辦法可以提高資料操作的效率呢？快取！

為了快取磁碟的頁，InnoDB在MySQL伺服器啟動時會向作業系統申請一片連續的記憶體區域，這片記憶體區域就是Buffer Pool。

很容易理解，為了更好地快取頁資料，Buffer Pool對應的一片連續記憶體空間也被劃分為若干個頁，而且預設情況下，Buffer Pool頁的大小和InnoDB頁大小一樣，都是16KB。為了區分兩種不同的頁，我們將Buffer Pool中的頁面稱為緩衝頁。

讀取資料的時候，InnoDB先判斷資料是否在Buffer Pool中，如果是，則直接讀取資料進行操作，不用再次從磁碟載入；如果不是，則從磁碟載入到Buffer Pool中，然後讀取資料進行操作。

修改資料的時候，也是將資料先寫到Buffer Pool緩衝頁中，而不是每次更新操作都直接寫入磁碟。當緩衝頁中的資料和磁碟檔案不一致的時候，緩衝頁被稱為髒頁。

那麼髒頁是什麼時候被同步到磁碟呢？

InnoDB中有專門的後臺執行緒每隔一段時間會把髒頁的多個修改重新整理到磁碟上，這個動作叫做「刷髒」。

3. redo日誌

3.1 為什麼需要redo日誌

不定時刷髒又帶來一個問題。如果髒頁的資料還沒有重新整理到磁碟上，此時資料庫突然當機或重啟，這些資料就會丟失。

首先想到的最簡單粗暴的解決方案就是在事務提交之前，把該事務修改的所有頁面都重新整理到磁碟。但是上文說過，頁是記憶體和磁碟互動的最小單位，如果只修改了1個位元組，卻要重新整理16KB的資料到磁碟上，不得不說太浪費了，此路不通！

所以，必須要有一個持久化的措施。

為了解決這個問題，InnoDB把對所有頁的更新操作（再強調一遍，包含INSERT、UPDATE、DELETE）專門寫入一個日誌檔案。

當有未同步到磁碟中的資料時，資料庫在啟動的時候，會根據這個日誌檔案進行資料恢復。我們常說的關係型資料庫的ACID特性中的D（永續性），就是透過這個日誌來實現的。

這個日誌檔案就是大名鼎鼎的redo日誌。

「re」在英文中的詞根含義是“重新”，redo就是「重新做」的意思，顧名思義就是MySQL根據這個日誌檔案重新進行操作

這就出現了一個有意思的問題，重新整理磁碟和寫redo日誌都是進行磁碟操作，為什麼不直接把資料重新整理到磁碟中呢？

3.2 磁軌定址

我們需要稍微瞭解一下磁軌定址的過程。磁碟的構造如下圖所示。

每個硬碟都有若干個碟片，上圖的硬碟有4個碟片。

每個碟片的盤面上有一圈圈的同心圓，叫做「磁軌」。

從圓心向外畫直線，可以將磁軌劃分為若干個弧段，每個磁軌上一個弧段被稱之為一個「扇區」（右上圖白色部分）。資料是儲存在扇區當中的，扇區是硬碟讀寫的最小單元，如果要讀寫資料，必須找到對應的扇區，這個過程叫做「定址」。

3.2.1 隨機I/O

如果我們需要的資料是隨機分散在磁碟上不同碟片的不同扇區中，那麼找到相應的資料需要等到磁臂旋轉到指定的碟片然後繼續尋找對應的扇區，才能找到我們所需要的一塊資料，持續進行此過程直到找完所有資料，這個就是隨機I/O，讀取資料速度非常慢。

3.2.2 順序I/O

假設我們已經找到了第一塊資料，並且其他所需的資料就在這一塊資料之後，那麼就不需要重新定址，可以依次拿到我們所需的資料，這個就叫順序 I/O。

現在回答之前的問題。因為刷髒是隨機I/O，而記錄日誌是順序I/O（連續寫的），順序I/O效率更高，本質上是資料集中儲存和分散儲存的區別。因此先把修改寫入日誌檔案，在保證了記憶體資料的安全性的情況下，可以延遲刷盤時機，進而提升系統吞吐。

3.3 redo日誌的系統變數

redo日誌位於MySQL資料目錄下，預設有ib_logfile0和ib_logfile1兩個檔案，如下圖所示。

可以發現，兩個redo日誌檔案的大小都是50331648，預設48MB。為什麼這個大小是固定的呢？因為如果我們要使用順序I/O，就必須在申請磁碟空間的時候一次性決定申請的空間大小，這樣才能保證申請的磁碟空間在地址上的連續性。

這也就決定了redo日誌的舊資料會被覆蓋，一旦檔案被寫滿，就會觸發Buffer Pool髒頁到磁碟的同步，以騰出額外空間記錄後面的修改。

可以透過以下指令檢視redo日誌的系統屬性。

mysql> show variables like 'innodb_log%';
+-----------------------------+----------+
| Variable_name               | Value    |
+-----------------------------+----------+
| innodb_log_buffer_size      | 16777216 |
| innodb_log_checksums        | ON       |
| innodb_log_compressed_pages | ON       |
| innodb_log_file_size        | 50331648 |
| innodb_log_files_in_group   | 2        |
| innodb_log_group_home_dir   | ./       |
| innodb_log_write_ahead_size | 8192     |
+-----------------------------+----------+

介紹到這裡，讀者朋友可以發現，我們剛才探索的是如何讓已經提交的事務保持持久化，但是如果某些事務偏偏在執行到一半的時候出現問題怎麼辦？

事務的原子性要求事務中的所有操作要麼都成功，要麼都失敗，不允許存在中間狀態。就好比我在寫這篇文章的時候，會時不時地敲一下ctrl+Z返回到上一步或者過去好幾步之前的狀態，MySQL也需要“留一手”，把事務回滾時需要的東西都記錄下來。

比如，插入資料的時候，至少應該把新增的這條記錄的主鍵的值記錄下來，這樣回滾的時候只要把這個主鍵值對應的記錄刪除就可以了。

MySQL又一個鼎鼎大名的日誌——undo日誌，正式登場！

4. undo日誌

undo log（撤銷日誌或回滾日誌）記錄了事務發生之前的資料狀態，分為insert undo log和update undo log。

如果修改資料時出現異常，可以用 undo log來實現回滾操作（保持原子性）。可以理解為undo日誌記錄的是反向的操作，比如INSERT操作會記錄DELETE，UPDATE會記錄UPDATE之前的值，和redo日誌記錄在哪個物理頁面做了什麼操作不同，所以這是一種邏輯格式的日誌。

undo日誌和redo日誌與事務密切相關，被統稱為「事務日誌」。

關於undo日誌，我們目前只需要瞭解這麼多即可

5. SQL更新語句的執行總結——初版

有了事務日誌之後，我們來簡單總結一下更新操作的流程，這是一個簡化的過程。

name 原值是chanmufeng。

update t_user_innodb set name ='chanmufeng1994' where id = 1;

1. 事務開始，從記憶體（Buffer Pool）或磁碟取到包含這條資料的資料頁，返回給 Server 的執行器；
2. Server 的執行器修改資料頁的這一行資料的值為 chanmufeng1994；
3. 記錄 name=chanmufeng 到undo log；
4. 記錄 name=chanmufeng1994到redo log；
5. 呼叫儲存引擎介面，記錄資料頁到Buffer Pool（修改 name=penyuyan）；
6. 事務提交。

6. binlog日誌

之前我們講過，從MySQL整體架構來看，其實可以分成兩部分

• Server 層，它主要做的是 MySQL功能層面的事情，比如處理連線、解析最佳化等；
• 儲存引擎層，負責儲存相關的具體事宜。

redo日誌是InnoDB儲存引擎特有的日誌，而Server層也有自己的日誌，稱為 binlog（歸檔日誌），它可以被所有儲存引擎使用。

6.1 為什麼有了redo日誌還需要 binlog？

我想你可能會問出這個問題，實際上，更準確的問法是為什麼有了binlog還需要有redo日誌？主要有以下幾個原因。

1. 因為最開始MySQL裡並沒有InnoDB儲存引擎。MySQL自帶的引擎是MyISAM，但是 MyISAM沒有崩潰恢復的能力，InnoDB後來以外掛的形式被引入，順便帶來了redo日誌；

2. binlog日誌是用來歸檔的，binlog以事件的形式記錄了所有的 DDL和 DML 語句（因為它記錄的是操作而不是 資料值，屬於邏輯日誌），但是不具備當機恢復的功能，因為可能沒有來得及重新整理髒頁，造成髒頁資料的丟失，而這些操作也沒有儲存到binlog中從而造成資料丟失；

3. binlog記錄的是關於一個事務的具體操作內容，即該日誌是邏輯日誌。而redo日誌記錄的是關於每個頁的更改的物理情況。功能壓根不是一回事兒。

6.2 binlog日誌的作用

6.2.1 主從複製

binlog是實現MySQL主從複製功能的核心元件。

master節點會將所有的寫操作記錄到binlog中，slave節點會有專門的I/O執行緒讀取master節點的binlog，將寫操作同步到當前所在的slave節點。

6.2.2 資料恢復

假如你在閱讀這篇文章的時候覺得我寫得實在太好，拍案叫絕的時候一不小心把公司的資料庫給刪了，你該怎麼做才能恢復到你刪庫之前的那個時刻的狀態？

這個時候就要用到binlog了，前提是binlog沒有被刪除，否則，神仙也救不了你了。

通常情況下，公司會定期對資料庫進行全量備份，可能隔一個月，一週，甚至可能每天都備份一次。運氣好的話你可以使用前一天的全量備份，恢復到前一天的某時刻狀態（或者一週、一月之前），然後從全量備份的時刻開始，從binlog中提取該時刻之後（前提是你的binlog裡面存放了這段時間的日誌）的所有寫操作（當然，你得過濾掉你的刪庫操作），然後進行操作回放就可以了。

是不是很簡單？

問題又來了。再看一眼我們的更新語句。

update t_user_innodb set name ='chanmufeng1994' where id = 1;

假如這條更新語句已經被寫入到了redo日誌，還沒來得及寫binlog的時候，MySQL當機重啟了，我們看一下會發生什麼。

因為redo日誌可以在重啟的時候用於恢復資料，所以寫入磁碟的是chanmufeng1994。但是binlog裡面沒有記錄這個邏輯日誌，所以這時候用binlog去恢復資料或者同步到從庫，就會出現資料不一致的情況。

所以在寫兩個日誌的情況下，就類似於「分散式事務」的情況，如果你不清楚分散式事務是個什麼東西也沒關係，我在之後的文章會介紹到。能夠明確的就是redo日誌和binlog日誌如果單純依次進行提交是無法保證兩種日誌都寫成功或者都寫失敗的。

我們需要「兩階段提交」。

6.3 兩階段提交

兩階段提交不是MySQL的專利，兩階段提交是一種跨系統維持資料邏輯一致性的常見方案，尤其在分散式事務上，所以請讀者重點體會思想

我們把redo日誌的提交分成兩步，兩步中redo日誌的狀態分別是prepare和commit。步驟如下

1. InnoDB儲存引擎將更改更新到記憶體中後，同時將這個更新操作記錄到redo日誌裡面，此時redo日誌處於prepare狀態；

2. 執行器生成這個操作的binlog，並將binlog刷盤；

3. 執行器呼叫InnoDB的提交事務介面，InnoDB把剛剛寫入的redo日誌改成commit狀態。至此，所有操作完成。

加上兩階段提交之後我們再來看一下SQL更新語句的執行流程。

7. SQL更新語句的執行總結——終版

1. 客戶端傳送更新命令到MySQL伺服器，經過處理連線、解析最佳化等步驟；
2. Server層向InnoDB儲存引擎要id=1的這條記錄；
3. 儲存引擎先從快取中查詢這條記錄，有的話直接返回，沒有則從磁碟載入到快取中然後返回；
4. Server層執行器修改這條記錄的name欄位值；
5. 儲存引擎更新修改到記憶體中；
6. 儲存引擎記錄redo日誌，並將狀態設定為prepare狀態；
7. 儲存引擎通知執行器，修改完畢，可以進行事務提交；
8. Server先寫了個binlog；
9. Server提交事務；
10. 儲存引擎將redo日誌中和當前事務相關的記錄狀態設定為commit狀態。

參考資料

1. MySQL實戰45講
2. MySQL是怎樣執行的