回顾实战(一),我们知道一条查询语句的执行过程一般是经过连接器、分析器、优化器、执行器等功能模块,最后到达存储引擎。
那么,一条更新语句的执行流程又是怎样的呢?
以下面的语句为例:
mysql> create table T(ID int primary key, c int);
...
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;
前面我们说过,在一个表上有更新的时候,跟这个表有关的查询缓存会失效,所以这条语句就会把表 T 上所有缓存结果都清空。
接下来,分析器知道这是一条更新语句。优化器决定要使用 ID 这个索引。然后,执行器负责具体执行,找到这一行,然后更新。
与查询流程不一样的是,更新流程还涉及两个重要的日志模:redo log(重做日志)和 binlog(归档日志)。
redo log 和 binlog 的设计思路也可以用到你自己的程序里。
重要的日志模块:redo log
redo log 是Innodb引擎独有的日志。它和磁盘的关系,类似于古时候酒馆的粉板(临时记录赊账信息、变更交易等)和账本的关系。
在 MySQL 中,如果每一次的更新操作都需要写进磁盘,然后磁盘也要找到对应的那条记录,然后再更新,整个过程 IO 成本、查找成本都很高。为此,MySQL 的设计者就用了类似酒店掌柜粉板的思路来提升更新效率。
而粉板和账本配合的整个过程,其实就是 MySQL 里经常说到的 WAL 技术,WAL 的全称是 Write-Ahead Logging,它的关键点就是先写日志,再写磁盘,也就是先写粉板,等不忙的时候再写账本。
具体来说,当有一条记录需要更新的时候,InnoDB 引擎就会先把记录写到 redo log(粉板)里面,并更新内存,这个时候更新就算完成了。同时,InnoDB 引擎往往是在系统比较空闲的时候,将这个操作记录更新到磁盘里面。
InnoDB 的 redo log 是固定大小的,写完之后数据将更新一部分到磁盘,腾出空间继续使用。比如可以配置为一组 4 个文件。从头开始写,写到末尾就又回到开头循环写,如下面这个图所示。
write pos 是当前记录的位置,一边写一边后移,写到第 3 号文件末尾后就回到 0 号文件开头。checkpoint 是当前要擦除的位置,也是往后推移并且循环的,擦除记录前要把记录更新到数据文件。图示可以理解为已经执行完一次循环之后的时刻。
write pos 和 checkpoint 之间的是“粉板”上还空着的部分,可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint,表示“粉板”满了,得停下来先擦掉一些记录,把 checkpoint 推进一下。
有了 redo log,InnoDB 就可以保证即使数据库发生异常重启,之前提交的记录都不会丢失(个人理解: 重启前的数据库数据+redo log上的记录 = 恢复正常数据),这个能力称为crash-safe。
重要的日志模块:binlog
前面我们讲过,MySQL 整体来看,其实就有两块:一块是 Server 层,它主要做的是 MySQL 功能层面的事情;还有一块是引擎层,负责存储相关的具体事宜。redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志,而 Server 层也有自己的日志,称为 binlog(归档日志)。
利用好binlog 可以让数据库恢复到一段时间内任意一秒的状态。
两种日志区别:
- redo log 是 InnoDB 引擎特有的;binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的,所有引擎都可以使用。
- redo log 是物理日志,记录的是“在某个数据页上做了什么修改”;binlog 是逻辑日志,记录的是这个语句的原始逻辑,比如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ”,它有两种模式,statement 格式的话记录的是 sql语句,row 格式会记录行的内容,记两条,更新前和更新后的都有。
- redo log 是循环写的,空间固定会用完;binlog 是可以追加写入的。“追加写”是指 binlog 文件写到一定大小后会切换到下一个,并不会覆盖以前的日志。
看一下 update 语句的执行流程图,图中浅色框表示是在 InnoDB 内部执行的,深色框表示是在执行器中执行的。
最后三步看上去有点“绕”,将 redo log 的写入拆成了两个步骤:prepare 和 commit,这就是"两阶段提交"。
两阶段提交
我们可以通过思考“怎样让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态?”来理解。
前面我们说过了,binlog 会记录所有的逻辑操作,并且是采用“追加写”的形式。如果你的 DBA 承诺说半个月内可以恢复,那么备份系统中一定会保存最近半个月的所有 binlog,同时系统会定期做整库备份。这里的“定期”取决于系统的重要性,可以是一天一备,也可以是一周一备。
当需要恢复到指定的某一秒时,比如某天下午两点发现中午十二点有一次误删表,需要找回数据,那你可以这么做:
- 首先,找到最近的一次全量备份,如果你运气好,可能就是昨天晚上的一个备份,从这个备份恢复到临时库;
- 然后,从备份的时间点开始,将备份的 binlog 依次取出来,重放到中午误删表之前的那个时刻。
那么为什么需要两阶段提交呢?
由于 redo log 和 binlog 是两个独立的逻辑,如果不用两阶段提交,要么就是先写完 redo log 再写 binlog,或者采用反过来的顺序。我们看看这两种方式会有什么问题。
仍然用前面的 update 语句来做例子。假设当前 ID=2 的行,字段 c 的值是 0,再假设执行 update 语句过程中在写完第一个日志后,第二个日志还没有写完期间发生了 crash,会出现什么情况呢?
先写 redo log 后写 binlog
假设在 redo log 写完,binlog 还没有写完的时候,MySQL 进程异常重启。由于我们前面说过的,redo log 写完之后,系统即使崩溃,仍然能够把数据恢复回来,所以恢复后这一行 c 的值是 1。
但是由于 binlog 没写完就 crash 了,这时候 binlog 里面就没有记录这个语句。因此,之后备份日志的时候,存起来的 binlog 里面就没有这条语句。
然后你会发现,如果需要用这个 binlog 来恢复临时库的话,由于这个语句的 binlog 丢失,这个临时库就会少了这一次更新,恢复出来的这一行 c 的值就是 0,与原库的值不同。先写 binlog 后写 redo log
如果在 binlog 写完之后 crash,由于 redo log 还没写,崩溃恢复以后这个事务无效,所以这一行 c 的值是 0。但是 binlog 里面已经记录了“把 c 从 0 改成 1”这个日志。所以,在之后用 binlog 来恢复的时候就多了一个事务出来,恢复出来的这一行 c 的值就是 1,与原库的值不同。
除了误操作需要用这个过程来恢复数据,当你需要扩容的时候,也就是需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候,现在常见的做法也是用全量备份加上应用 binlog 来实现的,这个“不一致”就会导致你的线上出现主从数据库不一致的情况。
简单来说,“两阶段提交”可以保证redo log和binlog 的提交状态保持逻辑上的一致。
本文是对极客时间中林晓斌老师的《Mysql实战45讲》的笔记总结,长期更新。
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