查询流程，我们是不是再研究下更新流程、插入流程和删除流程？
一条查询sql的完整执行流程（从连接到引擎，穿插涉及到的知识，超详细）
在数据库里面，我们说的update操作其实包括了更新、插入和删除。如果大家有看过MyBatis的源码，应该知道Executor里面也只有doQuery()和doUpdate。的方法， 没有 doDelete()和 dolnsert()。
更新流程和查询流程有什么不同呢？
取到数据前和查询的基本流程也是一致的，也就是说，它也要经过解析器、优化器的处理，最后交给执行器。
区别就在于拿到符合条件的数据之后的操作。
但是，要学习更新的执行流程，我们需要先知道以下几个名词的含义：
贴图镇此博客（
）
缓冲池 Buffer Pool
??首先，对于InnoDB存储引擎来说，数据都是放在磁盘上的，存储引擎要操作数据，必须先把磁盘里面的数据加载到内存里面才可以操作。
??这里就有个问题，是不是我们需要的数据多大，我们就一次从磁盘加载多少数据到内存呢?比如我要读6个字节。
??磁盘I/O的读写相对于内存的操作来说是很慢的。如果我们需要的数据分散在磁盘的不同的地方，那就意味着会产生很多次的I/O操作。
??所以，无论是操作系统也好，还是存储引擎也好，都有一个预读取的概念。也就是说，当磁盘上的一块数据被读取的时候，很有可能它附近的位置也会马上被读取到，这个就叫做局部性原理。那么这样，我们干脆每次多读取一点，而不是用多少读多少。
??InnoDB设定了一个存储引擎从磁盘读取数据到内存的最小的单位，叫做页。操作系统也有页的概念。操作系统的页大小一般是4K，而在InnoDB里面，这个最小的单位默认是16KB大小。如果要修改这个值的大小，需要清空数据重新初始化服务。
??举个例子，你去烧烤店跟老板说，老板，来一个生蚝。他根本不卖，懒得给你烤。老板卖给你生蚝，就是一打一打地卖。
??我们要操作的数据就在这样的页里面，数据所在的页叫数据页。
??这里有一个问题，操作数据的时候，每次都要从磁盘读取到内存(再返回给Server),有没有什么办法可以提高效率?
??还是缓存的思想。把读取过的数据页缓存起来。
??InnoDB设计了一个内存的缓冲区。读取数据的时候，先判断是不是在这个内存区域里面，如果是，就直接读取，然后操作，不用再次从磁盘加载。如果不是，读取后就写到这个内存的缓冲区。
??这个内存区域有个专属的名字，叫 Buffer Pool。
??修改数据的时候，也是先写入到 buffer pool，而不是直接写到磁盘。内存的数据页和磁盘数据不一致的时候，我们把它叫做脏页。那脏页什么时候才同步到磁盘呢?
??IlnnoDB里面有专门的后台线程把Buffer Pool的数据写入到磁盘，每隔一段时间就一次性地把多个修改写入磁盘，这个动作就叫做刷脏。
关于刷脏的时机以及详细的知识，可以参考另一篇博客
MySQL的刷脏机制
??总结一下: Buffer Pool的作用是为了提高读写的效率。
Redo log
??思考一个问题：因为刷脏不是实时的,如果Buffer Pool里面的脏页还没有刷入磁盘 时，数据库宕机或者重启，这些数据就会丢失。
??那怎么办呢？所以内存的数据必须要有一个持久化的措施。
??为了避免这个问题，InnoDB把所有对页面的修改操作专门写入一个日志文件。
??如果有未同步到磁盘的数据，数据库在启动的时候，会从这个日志文件进行恢复操作（实现crash-safe） 我们说的事务的ACID里面D （持久性），就是用它来实现的。
??这个日志文件就是磁盘的redo log （叫做重做日志）。
有没有同学有这样的问题：同样是写磁盘，为什么不直接写到dbfile里面去？为什么先写日志再写磁盘？
写日志文件和写到数据文件有什么区别？
这就涉及到磁盘寻址了：
说一下磁盘寻址的过程。这个是磁盘的构造。磁盘的盘片不停地旋转，磁头会在磁盘表面画出一个圆形轨迹，这个就叫磁道。从内到位半径不同有很多磁道。然后 又用半径线，把磁道分割成了扇区（两根射线之内的扇区组成扇面）。如果要读写数据, 必须找到数据对应的扇区，这个过程就叫寻址。
如果我们所需要的数据是随机分散在磁盘上不同页的不同扇区中，那么找到相应的数据需要等到磁臂旋转到指定的页，然后盘片寻找到对应的扇区，才能找到我们所需要的一块数据，一次进行此过程直到找完所有数据，这个就是随机IO，读取数据速度较慢。
假设我们已经找到了第一块数据，并且其他所需的数据就在这一块数据后边，那么就不需要重新寻址，可以依次拿到我们所需的数据，这个就叫顺序IO。
刷盘是随机I/O，而记录日志是顺序I/O(连续写的)，顺序I/O效率更高,本质上是数据集中存储和分散存储的区别。因此先把修改写入日志文件，在保证了内存数据的安全性的情况下，可以延迟刷盘时机，进而提升系统吞吐。
redo log 位于/var/lib/mysql/目录下的ib_logfile0和ib_logfile1，默认2个文件，每个48M。
innodb_log_file_size 指定每个文件的大小，默认48M
innodb_log_files_in_group 指定文件的数量，默认为2
innodb_log_group_home_dir 指定文件所在路径，相对或绝对。如果不指定，则为 datadir 路径
这个redo log有什么特点？
- redo log是InnoDB存储弓|擎实现的，并不是所有存储引擎都有。支持崩溃恢复 是InnoDB的一个特性。
- red。log不是记录数据页更新之后的状态，而是记录的是"在某个数据页上做了 什么修改”。属于物理日志。
- redo log的大小是固定的，前面的内容会被覆盖,一旦写满，就会触发buffer pool 到磁盘的同步，以便腾出空间记录后面的修改。
除了 redo log之外,还有一个跟修改有关的日志，叫做undo log。redo log和undo log与事务密切相关，统称为事务日志。
Undo log
undo log（撤销日志或回滚日志）记录了事务发生之前的数据状态，分为insert undo log和update undo logo，如果修改数据时出现异常，可以用undo log来实现回滚操作 （保持原子性）。
可以理解为undo log记录的是反向的操作，比如insert会记录delete, update 会记录update原来的值，跟redolog记录在哪个物理页面做了什么操作不同，所以叫 做逻辑格式的日志。
参数 含义
innodb_undo_directory
undo文件的路径。
innodb_undo_log_truncate
设置为1，即开启在线回收（收缩)undo log 日志文件。
innodb_max_undo_log_size
如果innodb_undo_log_truncate设置为1,超过这个大小的时候会触发 truncate回收（收缩）动作，如果page大小是16KB, truncate后空间 缩小到10M.默认1073741824字节=1G。
innodb_undo_logs
回滚段的数量，默认128,这个参数已经过时。
innodb_undo_tablespaces
设置undo独立表空间个数，范围为0-95,默认为0。表示表示不 开启独立undo表空间 且undo日志存储在ibdata文件中。这个参数 已经过时。
Binlog
binlog以事件的形式记录了所有的DDL和DML语句（因为它记录的是操作而不是数据值，属于逻辑日志），可以用来做主从复制和数据恢复。
跟redolog不一样，它的文件内容是可以追加的，没有固定大小限制。(是不是有点像Redis的AOF持久化文件)
在开启了 binlog功能的情况下，我们可以把binlog导出成SQL语句，把所有的操作重放一遍，来实现数据的恢复。
binlog的另一个功能就是用来实现主从复制，它的原理就是从服务器读取主服务器 的binlog,然后执行一遍。
了解了内存的Buffer Pool和磁盘的两个日志，建议大家总体上看下InnoDB的架构是什么样的。
更新过程
有了这些日志之后，我们来总结一下 一个更新操作的流程，这是一个简化的过程。 name 原值是 zwq。
update user set name = '盆鱼宴' where id=l;
1、 先查询到这条数据，如果有缓存，也会用到缓存。
2、 把name改成盆鱼宴，然后调用引擎的API接口，写入这一行数据到内存， 同时记录redo logo。这时redo log进入prepare状态，然后告诉执行器，执行完成
了，可以随时提交。
3、 执行器收到通知后记录binlog,然后调用存储引擎接口，设置redolog为 commit 状态。
4、 更新完成。
这张图片的重点：
1、 先记录到内存，再写日志文件。
2、 记录redo log分为两个阶段。
3、 存储引擎和Server记录不同的日志。
4、先记录redo,再记录binloq。
为什么需要两阶段提交？
举例：
如果我们执行的是把name改成盆鱼宴，如果写完redo log,还没有写binlog的 时候，MySQL重启了。
因为redolog可以在重启的时候用于恢复数据，所以写入磁盘的是盆鱼宴。但是 binlog里面没有记录这个逻辑日志，所以这时候用binlog去恢复数据或者同步到从库, 就会出现数据不一致的情况。
所以在写两个日志的情况下，binlog就充当了一个事务的协调者。通知InnoDB来 执彳亍 prepare 或者 commit 或者rollback。
如果第⑥步写入binlog失败，就不会提交。
简单地来说，这里有两个写日志的操作，类似于分布式事务，不用两阶段提交，就不能保证都成功或者都失败。
在崩溃恢复时，判断事务是否需要提交：
1、 binlog无记录，redolog无记录：在redolog写之前crash,恢复操作：回滚事务
2、 binlog无记录，redolog状态prepare:在binlog写完之前的crash,恢复操作：回滚事务
3、 binlog有记录，redolog状态prepare:在binlog写完提交事务之前的crash, 恢复操作：提交事务
4、 binlog有记录，redolog状态commit:正常完成的事务，不需要恢复