一 、mysql架构图
执行器的执行流程是这样的：调用 InnoDB 引擎接口取这个表的第一行，判断 ID 值是不是 10，如果不是则跳过，如果是则将这行存在结果集中；调用引擎接口取“下一行”，重复相同的判断逻辑，直到取到这个表的最后一行。执行器将上述遍历过程中所有满足条件的行组成的记录集作为结果集返回给客户端。至此，这个语句就执行完成了。 对于有索引的表，执行的逻辑也差不多。第一次调用的是“取满足条件的第一行”这个接口，之后循环取“满足条件的下一行”这个接口，这些接口都是引擎中已经定义好的。你会在数据库的慢查询日志中看到一个 rows_examined 的字段，表示这个语句执行过程中扫描了多少行。这个值就是在执行器每次调用引擎获取数据行的时候累加的。在有些场景下，执行器调用一次，在引擎内部则扫描了多行，因此引擎扫描行数跟 rows_examined 并不是完全相同的。
二 、sql执行顺序
select 语句sql执行顺序
(1)from(3) join(2) on(4) where(5)group by(开始使用select中的别名，后面的语句中都可以使用)(6) avg,sum…(7)having(8) select(9) distinct(10) order by(11) limit
redo log 和 binlog
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。 update语句执行流程
mysql> create table T(ID int primary key, c int);
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;
1.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。2.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。3.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。4.执行器生成这个操作的binlog，并把binlog写入磁盘。5.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。 问题1.为什么日志需要“两阶段提交”? 最后三步看上去有点“绕”，将redo log的写入拆成了两个步骤：prepare和commit，这就是"两阶段提交"; 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。 假设当前ID=2的行，字段c的值是0，再假设执行update语句过程中在写完第一个日志后，第二个日志还没有写完期间发生了crash，会出现什么情况呢？
1.1. 先写redo log后写binlog。假设在redo log写完，binlog还没有写完的时候，MySQL进程异常重启。由于我们前面说过的，redo log写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行c的值是1。但是由于binlog没写完就crash了，这时候binlog里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的binlog里面就没有这条语句。然后你会发现，如果需要用这个binlog来恢复临时库的话，由于这个语句的binlog丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行c的值就是0，与原库的值不同。2.2 先写binlog后写redo log。如果在binlog写完之后crash，由于redo log还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行c的值是0。但是binlog里面已经记录了“把c从0改成1”这个日志。所以，在之后用binlog来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这一行c的值就是1，与原库的值不同。
可以看到，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。
分析
1 prepare阶段 2 写binlog 3 commit
当在2之前崩溃时 重启恢复：后发现没有commit，回滚。备份恢复：没有binlog 。 一致
当在3之前崩溃 重启恢复：虽没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit。备份：有binlog(怎么检查有binlog呢?). 一致
疑问: 如果要检查binlog，那prepare存在的意义是什么，我直接检验binlog的完整性就可以了？ 任何涉及两个系统提交的任务都会存在不一致的可能性，而且这种可能性无法完全消除，只能减少这种风险，prepare机制是把写binlog时间段的风险降低到commit更低时间段，从而降低不一致的风险，分布式事务也是同理，不管怎么设计，都是存在不一致风险的 解答: binlog 只记录逻辑操作，并无操作状态，即无法确定该操作是否完成。redo log是有状态的，所以没办法直接检查binlog。只有在redo log状态为prepare时，才会去检查binlog是否存在，否则只校验redo log是否是 commit就可以啦。 怎么检查binlog: 一个完整事物binlog结尾有固定的格式.最后commit阶段redo log会写入binlog的文件名和位置信息来保证binlog和redo log的一致性
2.crach-safe阶段做了什么？
恢复的时候的大致步骤可能如下，摘取下来仅供做设计思想的参考：
**Step1**. 按顺序扫描redolog，如果redolog中的事务既有prepare标识，又有commit标识，就直接提交（复制redolog disk中的数据页到磁盘数据页）
**Step2** .如果redolog事务只有prepare标识，没有commit标识，则说明当前事务在commit阶段crash了，binlog中当前事务是否完整未可知，此时拿着redolog中当前事务的XID（redolog和binlog中事务落盘的标识），去查看binlog中是否存在此XID
a. 如果binlog中有当前事务的XID，则提交事务（复制redolog disk中的数据页到磁盘数据页）
b. 如果binlog中没有当前事务的XID，则回滚事务（使用undolog来删除redolog中的对应事务）
Redo log 记录这个页 “做了什么改动”。（redo log具体记录的就是表空间号，数据页号，偏移量，修改了几个字节的值和具体的修改值） Binlog 有两种模式，statement 格式的话是记sql语句， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。 MySQL中的重做日志（redo log），回滚日志（undo log），以及二进制日志（binlog）的简单总结
