一条SQL【更新】语句是如何执行的
首先，可以确定的说，【查询】语句的那一套流程，【更新】语句也是同样会走一遍，与查询流程不一样的是，
更新语句涉及到【事务】，就必须保证事务的四大特性：ACID，
所以更新流程涉及到两个重要的日志模板：
- redo log（重做日志）
- binlog（归档日志）
1 redo log
首先redo log日志是innodb引擎特有，这也是innodb引擎成为mysql最主流引擎的主要原因。
《孔乙己》这篇文章，酒店掌柜有一个粉板，专门用来记录客人的赊账记录。如果赊账的人不多，那么他可以把顾客名和账目写在板上。但如果赊账的人多了，粉板总会有记不下的时候，这个时候掌柜一定还有一个专门记录赊账的账本。
如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：一种做法是直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉；
另一种做法是先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。
在生意红火柜台很忙时，掌柜一定会选择后者，因为前者操作实在是太麻烦了。首先，你得找到这个人的赊账总额那条记录。你想想，密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花镜慢慢找，找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。这整个过程想想都麻烦。相比之下，还是先在粉板上记一下方便。你想想，如果掌柜没有粉板的帮助，每次记账都得翻账本，效率是不是低得让人难以忍受？
同样，在 MySQL 里也有这个问题，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。
为了解决这个问题，MySQL 的设计者就用了类似酒店掌柜粉板的思路来提升更新效率。
先写日志，再写磁盘
而粉板和账本配合的整个过程，其实就是 MySQL 里经常说到的 WAL 技术，WAL 的全称是 Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本。
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（粉板）里面，并更新内存，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面，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。
如果今天赊账的不多，掌柜可以等打烊后再整理。
但如果某天赊账的特别多，粉板写满了，又怎么办呢？
这个时候掌柜只好放下手中的活儿，把粉板中的一部分赊账记录更新到账本中，然后把这些记录从粉板上擦掉，为记新账腾出空间。
与此类似，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，如下面这个图所示。
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 号文件开头。
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。
2 binlog
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）。
你肯定会问，为什么会有两份日志呢？
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。
-
1
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。
-
2
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 "。
-
3
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。
执行流程
接下来，我们看一条更新sql的整体执行流程：
sql
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;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 。
[server-->innodb]
redo log 记录更新操作 -- prepare
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。
[innodb-->server][记录下的是修改数据页的操作--正在处理中，prepare]
binlog将更新操作写入磁盘
执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
[server-->innodb][记录的是：update T ... 到binlog，磁盘]
redo log 记录更新操作 -- commit
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。
[innodb][记录下的是修改数据页的操作--处理已完成,commit]
这个 update 语句的执行流程图如下：
两阶段提交
通过上面可以发现，将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"。
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：先写binlog 再写 redo log
我们看看这两种方式会有什么问题。
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(update ...)。
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(在没有crash之前，是记录的1，重启后，binlog没有这条sql，所以为0）。
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(数据库原先是0，系统重启后读取binlog，恢复的数据多了一条，设置为1）。
两阶段提交是分布式事务一致性的一种解决方案。
redo log 用于保证 crash-safe 能力。
innodb_flush_log_at_trx_commit 这个参数设置成 1 的时候，表示每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘。这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。
sync_binlog 这个参数设置成 1 的时候，表示每次事务的 binlog 都持久化到磁盘。这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。
- innodb_flush_log_at_trx_commit ： redo log 持久化
- sync_binlog ： binlog 持久化