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update t set b = 200 where id = 2

语句的执行过程如下：

  1. 客户端（通常是你的服务）发出更新语句” update t set b = 200 where id = 2 “ 并向MySQL服务端建立连接；
  2. MySQL连接器负责和客户端建立连接，获取权限，维持和管理连接；
  3. MySQL拿到一个查询请求后，会先到查询缓存看看（MySQL8.x已经废弃了查询缓存），看之前是否已经执行过，如果执行过，执行语句及结果会以key-value形式存储到内存中，如果命中缓存会返回结果。如果没命中缓存，就开始真正执行语句。分析器会先做词法分析，识别出关键字update，表名等等；之后还会做语法分析，判断输入的语句是否符合MySQL语法；
  4. 经过分析器，MySQL已经知道语句是要做什么。优化器接着会选择使用哪个索引（如果多个表，会选择表的连接顺序）；
  5. MySQL服务端最后一个阶段是执行器会调用引擎的接口去执行语句；
  6. 事务开始（任何一个操作都是事务），写undo log ，记录记录上一个版本数据，并更新记录的回滚指针和事务ID；
  7. 执行器先调用引擎取id=2这一行。id是主键，引擎直接用树搜索找到这一行；
    1. 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更新；
    2. 如果记录不在内存，接下来会判断索引是否是唯一索引；
      1. 如果不是唯一索引，InnoDB会将更新操作缓存在change buffer中；
      2. 如果是唯一索引，就只能将数据页从磁盘读入到内存，返回给执行；
  8. 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；
  9. 引擎将这行数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到redo log 里面；
  10. 执行器生成这个操作的binlogbinlog ；
  11. 执行器调用引擎的提交事务接口；
  12. 事务的两阶段提交：commit的prepare阶段：引擎把刚刚写入的redo log刷盘；
  13. 事务的两阶段提交：commit的commit阶段：引擎binlog刷盘。

[MySQL更新语句执行过程](https://gsmtoday.github.io/2019/02/08/how-update-executes-in-mysql/update process.png)

MySQL基本架构

MySQL可以分为Server层和存储引擎层两部分。

Server层包括连接器、查询缓存、分析器、优化器、执行器。涵盖MySQL的大多数核心服务功能，以及所有的内置函数（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。

存储引擎层负责数据的存储和提取。其架构是插件式的，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开始成为了默认存储引擎。
MySQL架构图

Undo log 简述

【概述】Undo log 是InnoDB MVCC事务特性的重要组成部分。当我们对记录做了变更操作时就会产生undo记录，undo记录默认被记录到系统表ibdata中，但是从MySQL 5.6以后 也可以使用独立的Undo 表空间。

【作用】其作用是保存记录的老版本数据，当一个旧的事务需要读取数据时，为了能读取到老版本的数据，需要顺着undo链找到满足其可见性的记录。当版本链很长时，通常可以认为是个比较耗时的耗时操作。因此可以用来回滚，崩溃恢复，MVCC。
大多数对数据的变更操作包括INSERT/DELETE/UPDATE，其中INSERT操作在事务提交前只对当前事务可见，因此产生的Undo日志可以在事务提交后直接删除，而对于UPDATE/DELETE则需要维护多版本信息，在InnoDB里，UPDATE和DELETE操作产生的Undo日志被归成一类，即update_undo。

【产生时机】事务开始之前，将当前的数据版本生成Undo log, Undo log也会产生redo log 来保证Undo log的可靠性。

【释放时机】当事务提交后，Undo log并不能立马被删除，而是放入待清理的链表，由purge 线程判断是否由其他事务在使用undo 段中表的上一个事务之前的版本信息，决定是否可以清理undo log的日志空间。

【存储结构】InnoDB采用回滚段的方式来维护Undo log的并发写入和持久化。
回滚段实际上是一种Undo 文件组织方式，Undo内部由多个回滚段组成，即 Rollback segment，一共有128个，保存在ibdata系统表空间中，分别从resg slot0 - resg slot127，每一个resg slot，也就是每一个回滚段，内部由1024个undo segment 组成。
为了便于管理和使用undo记录，在内存中维持了如下关键结构体对象：
1.所有回滚段都记录在 trx_sys->rseg_array，数组大小为128，分别对应不同的回滚段；
2.rseg_array 数组类型为trx_rseg_t，用于维护回滚段相关信息；
3.每个回滚段对象trx_rseg_t 还要管理undo log信息，对应结构体为trx_undo_t, 使用多个链表来维护trx_undo_t信息；
4.事务开启时，会专门给他指定一个回滚段，以后该事务用到的undo log页，就从该回滚段上分配；
5.事务提交后，需要purge的回滚段会被放到purge队列上（purge_sys->purge_queue)。

Change Buffer简述

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当需要更新一个数据页：
1. 如果数据页在内存 — 直接更新
2. 如果数据页不在内存，在不影响数据一致性的前提下，InnoDB会将这些更新操作缓存在change buffer中，这样就不需要从磁盘读入这个数据页了。在下次查询需要访问这个数据页时候，将数据页读入内存，然后执行change buffer中与这个页有关的操作。通过这种方式保证这个数据逻辑的正确性。

另外，虽然叫change buffer, 实际上此操作也是可以持久化的数据。将change buffer中的操作应用到原始数据页，得到最新结果的过程叫merge。除了访问这个数据页会触发merge 外，系统有后台线程会定期merge. 在db正常关闭的时候，也会执行merge。 — 如果能够将更新操作先记录在change buffer，减少读磁盘，更新语句的执行速度会得到明显的提升 。

使用场景
Change buffer的主要目的就是将记录的变更动作缓存下来，所以在一个数据页做purge之前，change buffer 记录的变更越多（也就是这个页面上要更新的次数越多），收益就越大。

因此对于写多读少的业务，页面在写完以后马上被访问到的概率比较小，此时change buffer的使用效果最好。这种业务模型常见的是账单类，日志类的系统。

反过来，假设一个业务的更新模式就是写入之后马上会做查询，那么即使满足了条件，将先更新记录在change buffer,但之后由于马上要访问这个数据页，会立即出发purge过程。这样随机访问IO的次数不会减少,反而增加了change buffer的维护代价，所以对于这种业务模式来说，change buffer反而起到了副作用。

另外，只有普通索引才能使用到change buffer, 唯一索引不能用。因为唯一索引每次都要将数据页读入内存判断唯一性，所以没必要使用change buffer了。

Redo log简述

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保证事务的持久性。日志先行(WAL 先写日志，再写磁盘。)，即在持久化数据文件前，保证之前的redo 日志已经写在磁盘。记录的是新数据的备份。在事务提交前，只要将Redo Log持久化即可，不需要将数据持久化。当系统崩溃时，虽然数据没有持久化，但是RedoLog已经持久化。系统可以根据RedoLog的内容，将所有数据恢复到最新的状态。
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里，并更新内存[具体操作参见change buffer]，这个时候更新就算完成了。
同时Innodb引擎会在适当的时候，将这个操作记录更新到磁盘里，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做。（redo log 类似MQ解耦，异步操作，把随机IO的写磁盘变成了顺序IO的写日志。）

WAL好处：
1.利用WAL技术，数据库将随机写换成了顺序写，大大提升了数据库性能。
2.保证crash safe : 有了redo log 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。

WAL坏处：
但是也会带来内存脏页问题，内存脏页会后台线程自动flush,也会由于数据页淘汰而触发flush. flush脏页的过程会占用资源，可能导致查询语句的响应时间长一些。

Redo log 特点

InnoDB的redo log是固定大小的，比如可以配置为一组4个文档，每个1GB，从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写。redo log通过使用两个指针checkpoint&writepos来控制数据更新到数据文件速度。
另外，redo log是InnoDB引擎特有的日志。

WAL /redo log V.S. change buffer

WAL /redo log 提升性能的核心机制即尽量减少随机写磁盘的IO消耗（转成顺序写）。而Change buffer 的提升性能的核心机制是节省更新语句中随机读磁盘的IO消耗 。

两阶段提交2PC

2PC即Innodb对于事务的两阶段提交机制。当MySQL开启binlog的时候，会存在一个内部XA的问题：事务在存储引擎层（redo）commit的顺序和在binlog中提交的顺序不一致的问题。如果不使用两阶段提交，那么数据库的状态有可能用它的日志恢复出来的库的状态不一致。

事务的commit分为prepare和commit两个阶段：
1、prepare阶段：redo持久化到磁盘（redo group commit），并将回滚段置为prepared状态，此时binlog不做操作。
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2、commit阶段：innodb释放锁，释放回滚段，设置提交状态，binlog持久化到磁盘，然后存储引擎层提交。
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