本文是在儲存引擎是innodb的前提下mysql中的針對表的操作可以分為增刪改查四種操作，也就是常說的crud**，根據型別分為dml(增刪改)和dql(查)；今天就說下插入和查詢的語句時如何在mysql中執行的。
不管是dml還是dql都是要經過聯結器，快取，分析器，優化器，執行器呼叫儲存引擎的api。在前四個階段都是一樣的流程，具體的可以參考mysql基礎架構篇
扇區：磁碟儲存的最小單位，扇區一般大小為512byte。
磁碟塊：檔案系統與磁碟互動的的最小單位（計算機系統讀寫磁碟的最小單位），乙個磁碟塊由連續幾個（2^n）扇區組成，塊一般大小一般為4kb。
mysql的頁：mysql中和磁碟互動的最小單位稱為頁，預設大小是16kb,也就是4個磁碟塊。也就是說mysql在進行資料讀取的是預設情況下一次就是讀取16kb(可以修改)，即是我只查詢一條大小只有1kb的資料，mysql讀取的也是16kb。
select查詢比較簡單，其實就是到硬碟上按照頁(16kb)把資料載入到記憶體，然後再去匹配where條件，找出符合條件的資料；
如果where條件沒有索引，那麼就是全表掃瞄，遍歷所有的資料頁到記憶體，然後乙個個匹配。
如果where條件是主鍵索引，那麼就會把主鍵索引的資料頁載入到記憶體，然後匹配到具體的行資料返回；
如果where條件是普通索引，那麼就會把普通索引的資料頁載入到記憶體，然後匹配到符合條件的葉子結點(b+樹的葉子結點)，如果能夠使用覆蓋索引，那麼就會直接返回，如果不能使用覆蓋索引，則會進行回表查詢(走一次主鍵索引查詢)。覆蓋索引和回表不清楚的可以參考歷史文章：需要知道的索引基礎知識
更新語句首先要按照查詢的流程執行，因為肯定要先知道是哪條記錄，之後才能去更新這條記錄。之後就是更新了，更新操作涉及到幾個日誌的記錄，分別是undolog(innodb的回滾日誌) ，redolog(innodb的資料持久化日誌)，binlog(mysql server的歸檔日誌)，下面我們看下他們之間是怎麼配合完成資料更新的。
首先執行引擎按照條件找資料，如果記憶體中存在則直接返回，不存在查詢後返回。
執行器呼叫儲存引擎介面寫入資料，在快取池中修改這條記錄，。
寫redo日誌，先把資料更新到redo日誌的快取中。
準備提交事務，把redo日誌快取刷入磁碟。這時候redolog 是prepare階段(共有兩個階段prepare和commit)，然後通知執行器完成。
執行器開始執行binlog寫入磁碟。
然後呼叫儲存引擎的事務提交介面，把redolog中的prepare改成commit狀態，至此更新完成。
之後有io執行緒以頁為單位隨機寫入磁碟，把我們更新後的資料慢慢落入磁碟中。
兩個日誌是分開寫的，所以很難保證兩個日誌資料一致，在恢復的時候盡量保證同時參考兩個日誌檔案，如果一致才會提交，不一致丟棄。
假如在步驟8的時候更新失敗，兩種情況
我們要更新的資料是存在磁碟的任意位置，是屬於隨機io，效率是很低的，這樣mysql的併發無法保證，而redo日誌和binlog屬於預寫日誌，都是順序io，直接寫入即可，效率要高很多，即是失敗了也可以根據日誌恢復。
網上看的的一張圖，畫的非常好為什麼要設計兩階段提交：
寫入的新資料屬於髒頁，只有更新到磁碟才能是完整的資料反證一下：
假如先寫redo log 後寫binlog：如果在redolog寫完，binlog還沒寫完，mysql崩潰重啟。重啟之後可以通過redolog恢復資料，但是binlog是沒有這條資料的，所以後續用binlog備份資料或者進行主從同步的時候都會丟失這條資料，這樣和原庫的資料是不一致的。
假如先寫binlog後寫redolog：在binlog寫完之後mysql崩潰，由於redolog 沒有寫入，奔潰重啟之後也不會也不會恢復資料，但是binlog中已經完整記錄這條記錄，所以之後binlog備份和主從同步會有這條資料，這樣和原庫又不一致了。
總結不管是查詢語句還是更新語句，都要先經過聯結器，查詢快取(8.0已經去掉了)，分析器，優化器，執行器。
查詢語句要選按照查詢條件把資料所在的整頁載入到記憶體。
更新語句在查詢的基礎上利用undo log，redo log，bin log 完成資料的更新。
undo log是用來sql執行失敗之後回滾資料，保持事務的原子性。
redo log是用於mysql崩潰恢復，保證已提交事務的acid特性。
binlog是資料記錄的日誌檔案，用於資料備份，主從同步。
直接更新記錄然後刷盤是隨機io，效率低下，所以使用redolog順序寫，提高效率。
兩階段提交能夠崩潰恢復，保證資料的一致性。
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