一條SQL【更新】語句是如何執行的
首先，可以確定的說，【查詢】語句的那一套流程，【更新】語句也是同樣會走一遍，與查詢流程不一樣的是，
更新語句涉及到【事務】，就必須保證事務的四大特性：ACID，
所以更新流程涉及到兩個重要的日志模板：

redo log（重做日志）
binlog（歸檔日志）

1 redo log

首先redo log日志是innodb引擎特有，這也是innodb引擎成為mysql最主流引擎的主要原因。

《孔乙己》這篇文章，酒店掌柜有一個粉板，專門用來記錄客人的賒賬記錄。如果賒賬的人不多，那么他可以把顧客名和賬目寫在板上。但如果賒賬的人多了，粉板總會有記不下的時候，這個時候掌柜一定還有一個專門記錄賒賬的賬本。

如果有人要賒賬或者還賬的話，掌柜一般有兩種做法：
一種做法是直接把賬本翻出來，把這次賒的賬加上去或者扣除掉；
另一種做法是先在粉板上記下這次的賬，等打烊以后再把賬本翻出來核算。

在生意紅火柜臺很忙時，掌柜一定會選擇后者，因為前者操作實在是太麻煩了。首先，你得找到這個人的賒賬總額那條記錄。你想想，密密麻麻幾十頁，掌柜要找到那個名字，可能還得帶上老花鏡慢慢找，找到之后再拿出算盤計算，最后再將結果寫回到賬本上。這整個過程想想都麻煩。相比之下，還是先在粉板上記一下方便。你想想，如果掌柜沒有粉板的幫助，每次記賬都得翻賬本，效率是不是低得讓人難以忍受？

同樣，在 MySQL 里也有這個問題，如果每一次的更新操作都需要寫進磁盤，然后磁盤也要找到對應的那條記錄，然后再更新，整個過程 IO 成本、查找成本都很高。

為了解決這個問題，MySQL 的設計者就用了類似酒店掌柜粉板的思路來提升更新效率。

先寫日志，再寫磁盤

而粉板和賬本配合的整個過程，其實就是 MySQL 里經常說到的 WAL 技術，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging，它的關鍵點就是先寫日志，再寫磁盤，也就是先寫粉板，等不忙的時候再寫賬本。

具體來說，當有一條記錄需要更新的時候，InnoDB 引擎就會先把記錄寫到 redo log（粉板）里面，并更新內存，這個時候更新就算完成了。

同時，InnoDB 引擎會在適當的時候，將這個操作記錄更新到磁盤里面，而這個更新往往是在系統比較空閑的時候做，這就像打烊以后掌柜做的事。
如果今天賒賬的不多，掌柜可以等打烊后再整理。

但如果某天賒賬的特別多，粉板寫滿了，又怎么辦呢？
這個時候掌柜只好放下手中的活兒，把粉板中的一部分賒賬記錄更新到賬本中，然后把這些記錄從粉板上擦掉，為記新賬騰出空間。

與此類似，InnoDB 的 redo log 是固定大小的，比如可以配置為一組 4 個文件，每個文件的大小是 1GB，那么這塊“粉板”總共就可以記錄 4GB 的操作。
從頭開始寫，寫到末尾就又回到開頭循環寫，如下面這個圖所示。
在這里插入圖片描述
write pos 是當前記錄的位置，一邊寫一邊后移，寫到第 3 號文件末尾后就回到 0 號文件開頭。

checkpoint 是當前要擦除的位置，也是往后推移并且循環的，擦除記錄前要把記錄更新到數據文件。

write pos 和 checkpoint 之間的是“粉板”上還空著的部分，可以用來記錄新的操作。
如果 write pos 追上 checkpoint，表示“粉板”滿了，這時候不能再執行新的更新，得停下來先擦掉一些記錄，把 checkpoint 推進一下。

有了 redo log，InnoDB 就可以保證即使數據庫發生異常重啟，之前提交的記錄都不會丟失，這個能力稱為 crash-safe。

2 binlog

redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志，而 Server 層也有自己的日志，稱為 binlog（歸檔日志）。

你肯定會問，為什么會有兩份日志呢？

因為最開始 MySQL 里并沒有 InnoDB 引擎。
MySQL 自帶的引擎是 MyISAM，但是 MyISAM 沒有 crash-safe 的能力，binlog 日志只能用于歸檔。
而 InnoDB 是另一個公司以插件形式引入 MySQL 的，既然只依靠 binlog 是沒有 crash-safe 能力的，所以 InnoDB 使用另外一套日志系統，也就是 redo log 來實現 crash-safe 能力。

這兩種日志有以下三點不同。

1
redo log 是 InnoDB 引擎特有的；
binlog 是 MySQL 的 Server 層實現的，所有引擎都可以使用。
2
redo log 是物理日志，記錄的是“在某個數據頁上做了什么修改”；
binlog 是邏輯日志，記錄的是這個語句的原始邏輯，比如“給 ID=2 這一行的 c 字段加 1 ”。
3
redo log 是循環寫的，空間固定會用完；
binlog 是可以追加寫入的。“追加寫”是指 binlog 文件寫到一定大小后會切換到下一個，并不會覆蓋以前的日志。

執行流程

接下來，我們看一條更新sql的整體執行流程：

mysql> update T set c=c+1 where ID=2;

執行器先找引擎取 ID=2 這一行。
ID 是主鍵，引擎直接用樹搜索找到這一行。

如果 ID=2 這一行所在的數據頁本來就在內存中，就直接返回給執行器；
否則，需要先從磁盤讀入內存，然后再返回。

執行器拿到引擎給的行數據，把這個值加上 1，比如原來是 N，現在就是 N+1，得到新的一行數據
再調用引擎接口寫入這行新數據。
[server–>innodb]

redo log 記錄更新操作 – prepare

引擎將這行新數據更新到內存中，同時將這個更新操作記錄到 redo log 里面，此時 redo log 處于 prepare 狀態。

然后告知執行器執行完成了，隨時可以提交事務。
[innodb–>server][記錄下的是修改數據頁的操作–正在處理中，prepare]

binlog將更新操作寫入磁盤

執行器生成這個操作的 binlog，并把 binlog 寫入磁盤。
[server–>innodb][記錄的是：update T … 到binlog，磁盤]

redo log 記錄更新操作 – commit

執行器調用引擎的提交事務接口，引擎把剛剛寫入的 redo log 改成提交（commit）狀態，更新完成。
[innodb][記錄下的是修改數據頁的操作–處理已完成,commit]

這個 update 語句的執行流程圖如下：
在這里插入圖片描述

兩階段提交

通過上面可以發現，將 redo log 的寫入拆成了兩個步驟：prepare 和 commit，這就是"兩階段提交”。

為什么日志需要“兩階段提交”？
這里不妨用反證法來進行解釋。由于 redo log 和 binlog 是兩個獨立的邏輯，如果不用兩階段提交，要么就是

先寫完 redo log 再寫 binlog，
或者采用反過來的順序：先寫binlog 再寫 redo log

我們看看這兩種方式會有什么問題。

先寫 redo log 后寫 binlog。

假設在 redo log 寫完，binlog 還沒有寫完的時候，MySQL 進程異常重啟。
由于我們前面說過的，redo log 寫完之后，系統即使崩潰，仍然能夠把數據恢復回來，所以恢復后這一行 c 的值是 1。
但是由于 binlog 沒寫完就 crash 了，這時候 binlog 里面就沒有記錄這個語句(update …)。
因此，之后備份日志的時候，存起來的 binlog 里面就沒有這條語句。

然后你會發現，如果需要用這個 binlog 來恢復臨時庫的話，由于這個語句的 binlog 丟失，這個臨時庫就會少了這一次更新，恢復出來的這一行 c 的值就是 0，與原庫的值不同(在沒有crash之前，是記錄的1，重啟后，binlog沒有這條sql，所以為0）。

先寫 binlog 后寫 redo log。

如果在 binlog 寫完之后 crash，由于 redo log 還沒寫，崩潰恢復以后這個事務無效，所以這一行 c 的值是 0。
但是 binlog 里面已經記錄了“把 c 從 0 改成 1”這個日志。
所以，在之后用 binlog 來恢復的時候就多了一個事務出來，恢復出來的這一行 c 的值就是 1，與原庫的值不同(數據庫原先是0，系統重啟后讀取binlog，恢復的數據多了一條，設置為1）。

兩階段提交是分布式事務一致性的一種解決方案。