1 Mysql的架构

mysql总体上可以分为Server层和存储引擎部分

Server层 包括连接器、查询缓存、分析器、优化器、执行器等，涵盖MySQL的大多数核心服务功能，以及所有的内置函数（如日期、时间、数学和加密函数等），所有跨存储引擎的功能都在这一层实现，比如存储过程、触发器、视图等。
存储引擎 负责数据的存储和提取,其架构模式是插件式的，支持InnoDB、MyISAM、Memory等多个存储引擎。现在最常用的存储引擎是InnoDB，它从MySQL5.5.5版本开始成为了默认存储引擎。一个mysql库可以在默认引擎之外单独建表的时候为表指定存储引擎,语句如create table ... engine=memory

1.1 连接器

连接器负责跟客户端建立连接、获取权限、维持和管理连接。

mysql -h$ip -P$port -u$user -p

show processlist 命令可以查看空闲链接。
客户端如果太长时间没动静，连接器就会自动将它断开。这个时间是由参数wait_timeout控制的，默认值是8小时。

MySQL在执行过程中临时使用的内存是管理在连接对象里面的。这些资源会在连接断开的时候才释放。所以如果长连接累积下来，可能导致内存占用太大，被系统强行杀掉（OOM），从现象看就是MySQL异常重启了。考虑以下两种方案。

定期断开长连接。使用一段时间，或者程序里面判断执行过一个占用内存的大查询后，断开连接，之后要查询再重连。
如果你用的是MySQL5.7或更新版本，可以在每次执行一个比较大的操作后，通过执行mysql_reset_connection来重新初始化连接资源。这个过程不需要重连和重新做权限验证，但是会将连接恢复到刚刚创建完时的状态。

1.2 查询缓存

查询缓存: mysql收到查询请求,先看看查询缓存是否命中,命中直接返回。
但是MySQL8.0版本把这个模块干掉了,为什么。

查询缓存的失效非常频繁，只要有对一个表的更新，这个表上所有的查询缓存都会被清空。

但是在这个版本之前,如果确定走缓存的可以通过以下语句指定

select SQL_CACHE * from T where ID=10；

1.3 分析器

语法和词法分析,提示sql语句的语法报错。 Unknown column ‘k’ in ‘where clause’ 就是分析器报出来的。

1.4 优化器

在用到联合索引的时候,因为有优化器,因此where后面字段的顺序并不是问题。
优化器会根据扫描行数预估来决定走什么索引
优化器会为sql语句生成最优的执行计划

1.5 执行器

执行器会判断你对表有没有执行查询的权限，没有就会返回没有权限的错误。

没有索引的查询,执行器会从表的第一行一直扫描到最后一行,把所有满足条件的纪录都找到。也就是做了全表扫描。
有索引的查询,则在索引中进行范围遍历找到最后一个满足条件的纪录。

2 更新语句的执行流程

从一个表的一条更新语句说起，下面是这个表的创建语句，这个表有一个主键ID和一个整型字段c：

mysql> create table T(ID int primary key, c int);

如果要将ID=2这一行的值加1，SQL语句就会这么写：

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

查询语句的那一套流程，更新语句也是同样会走一遍。

连接器连接数据库。
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。
分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。
优化器决定要使用ID这个索引。
执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新。更新流程还涉及两个重要的日志模块：redo log（重做日志） 和 binlog（归档日志）。

2.1 WAL技术 Write Ahead Logging

Q：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。
A: WAL技术，全称Write Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘。

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 buffer里面，更新就算完成了。

2.2 redo log

InnoDB的redo log是固定大小的，比如可以配置为一组4个文件，每个文件的大小是 1GB，那么这块“粉板”总共就可以记录4GB的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写。

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。
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。
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，这时候不能再执行新的更新，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，这个能力称为crash-safe。

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）。

2.3 redo log 和 binlog的区别

因为最开始MySQL里并没有InnoDB引擎。MySQL自带的引擎是MyISAM，但是MyISAM没有crash-safe的能力，binlog日志只能用于归档。而InnoDB是另一个公司以插件形式引入MySQL 的，既然只依靠binlog是没有crash-safe能力的，所以InnoDB使用另外一套日志系统——也就是redo log来实现crash-safe能力。

这两种日志有以下三点不同:

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 ”。
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。

2.4 update执行流程

执行器和InnoDB引擎在执行这个简单的update语句时的内部流程。

执行器先找引擎取ID=2这一行。ID是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果ID=2这一行所在的数据页本来就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要先从磁盘读入内存，然后再返回。
执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上1，比如原来是N，现在就是N+1，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据。
引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到redo log里面，此时redo log处于prepare状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务。
执行器生成这个操作的binlog，并把binlog写入磁盘。
执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的redo log改成提交（commit）状态，更新完成。 update语句的执行流程图：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。

2.4 两阶段提交

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：是为了让两份日志之间的逻辑一致。

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：

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；
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。

这样你的临时库就跟误删之前的线上库一样了，然后你可以把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库去。

为什么日志需要“两阶段提交”。这里不妨用反证法来进行解释。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。如果不使用“两阶段提交”，那么数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致。

不只是误操作后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。

简单说，redo log和binlog都可以用于表示事务的提交状态，而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致。

2.5 crash-safe的参数设置

nnodb_flush_log_at_trx_commit设置成1,表示每次事务的redolog都直接持久化到磁盘。
sync_binlog设置成1,表示每次事务的binlog都持久化到磁盘。以上设置可以保证重启之后数据不丢失。

Mysql 执行框架