count(*)实现原理

count(*)实现原理

• 如果在图中时刻A的地方，也就是写入redo log 处于prepare阶段之后、写binlog之前，发生了崩

  溃（crash），由于此时binlog还没写，redo log也还没提交，所以崩溃恢复的时候，这个事务会

  回滚。这时候，binlog还没写，所以也不会传到备库。

• 主要集中在时刻B，也就是binlog写完，redo log还没commit前发生 crash，那崩溃恢复的时候MySQL会怎么处理？

  • 崩溃恢复时的判断规则
    1. 如果redo log里面十五是完整的，也就是已经有了commit表示，则直接提交
    2. 如果redo log里面的十五只有完整的prepare，则判断对应事物的binlog是否完整，是则提交，否则回滚
  • 所以在B时刻崩溃食物会被提交。

• MySQL是怎么知道binlog完整的？

  • 一个事务的binlog是有完整格式的：statement格式的binlog，最后会有COMMIT；row格式的binlog，最后会有一个XID event。

• redo log和binlog是怎么关联起来的

  • 它们有一个共同的数据字段，叫XID。崩溃恢复的时候，会按顺序扫描redo log：
  • 如果碰到既有prepare、又有commit的redo log，就直接提交；
  • 如果碰到只有parepare、而没有commit的redo log，就拿着XID去binlog找对应的事务。

• 为甚么要两阶段提交

  • 对于InnoDB引擎来说，如果redo log提交完成了，事务就不能回滚（如果这还允许回滚，就可能 覆盖掉别的事务的更新）。而如果redo log直接提交，然后binlog写入的时候失败，InnoDB又回 滚不了，数据和binlog日志又不一致了。

    两阶段提交就是为了给所有人一个机会，当每个人都说“我ok”的时候，再一起提交。

• 正常运行中的实例，数据写入后的最终落盘，是从redo log更新过来的还是从 buffffer pool更新过来的呢？

  • redo log并没有记录数据页的完整数据，所以它并没有能力自己去更新磁盘数据页，也就不存在“数据最终落盘，是由redo log更新过去”的情况。
    1. 如果是正常运行的实例的话，数据页被修改以后，跟磁盘的数据页不一致，称为脏页。最终 数据落盘，就是把内存中的数据页写盘。这个过程，甚至与redo log毫无关系。
    2. 在崩溃恢复场景中，InnoDB如果判断到一个数据页可能在崩溃恢复的时候丢失了更新，就会将它读到内存，然后让redo log更新内存内容。更新完成后，内存页变成脏页，就回到了第 一种情况的状态。