mysql是边读边发的
获取一行，写到 net_buffer 中。这块内存的大小是由参数 net_buffer_length 定义的，默认是 16k。
重复获取行，直到 net_buffer 写满，调用网络接口发出去。
如果发送成功，就清空 net_buffer，然后继续取下一行，并写入 net_buffer。
如果发送函数返回 EAGAIN 或 WSAEWOULDBLOCK，就表示本地网络栈（socket send buffer）写满了，进入等待。直到网络栈重新可写，再继续发送
查询过程
1.首先客户端通过tcp/ip发送一条sql语句到server层的SQL interface
2.SQL interface接到该请求后，先对该条语句进行解析，验证权限是否匹配
3.验证通过以后，分析器会对该语句分析,是否语法有错误等
4.接下来是优化器器生成相应的执行计划，选择最优的执行计划
5.之后会是执行器根据执行计划执行这条语句。在这一步会去open table,如果该table上有MDL，则等待。
如果没有，则加在该表上加短暂的MDL(S)
(如果opend_table太大,表明open_table_cache太小。需要不停的去打开frm文件)
6.进入到引擎层，首先会去innodb_buffer_pool里的data dictionary(元数据信息)得到表信息
7.通过元数据信息,去lock info里查出是否会有相关的锁信息，并把这条update语句需要的锁信息写入到lock info里
8.然后涉及到的老数据通过快照的方式存储到innodb_buffer_pool里的undo page里,并且记录undo log修改的redo
(如果data page里有就直接载入到undo page里，如果没有，则需要去磁盘里取出相应page的数据，载入到undo page里)
9.在innodb_buffer_pool的data page做update操作。并把操作的物理数据页修改记录到redo log buffer里
由于update这个事务会涉及到多个页面的修改，所以redo log buffer里会记录多条页面的修改信息。
因为group commit的原因，这次事务所产生的redo log buffer可能会跟随其它事务一同flush并且sync到磁盘上
10.同时修改的信息，会按照event的格式,记录到binlog_cache中。(这里注意binlog_cache_size是transaction级别的,不是session级别的参数,
一旦commit之后，dump线程会从binlog_cache里把event主动发送给slave的I/O线程)
11.之后把这条sql,需要在二级索引上做的修改，写入到change buffer page，等到下次有其他sql需要读取该二级索引时，再去与二级索引做merge
(随机I/O变为顺序I/O,但是由于现在的磁盘都是SSD,所以对于寻址来说,随机I/O和顺序I/O差距不大)
12.此时update语句已经完成，需要commit或者rollback。这里讨论commit的情况，并且双1
13.commit操作，由于存储引擎层与server层之间采用的是内部XA(保证两个事务的一致性,这里主要保证redo log和binlog的原子性),
所以提交分为prepare阶段与commit阶段
14.prepare阶段,将事务的xid写入，将binlog_cache里的进行flush以及sync操作(大事务的话这步非常耗时)
15.commit阶段，由于之前该事务产生的redo log已经sync到磁盘了。所以这步只是在redo log里标记commit
16.当binlog和redo log都已经落盘以后，如果触发了刷新脏页的操作，先把该脏页复制到doublewrite buffer里，把doublewrite buffer里的刷新到共享表空间，然后才是通过page cleaner线程把脏页写入到磁盘中
老师，你看我的步骤中有什么问题嘛？我感觉第6步那里有点问题,因为第5步已经去open table了，第6步还有没有必要去buffer里查找元数据呢?这元数据是表示的系统的元数据嘛,还是所有表的？谢谢老师指正
MySQL中的XA实现分为：外部XA和内部XA。前者是指我们通常意义上的分布式事务实现；后者是指单台MySQL服务器中，Server层作为TM(事务协调者)，而服务器中的多个数据库实例作为RM，而进行的一种分布式事务，也就是MySQL跨库事务；也就是一个事务涉及到同一条MySQL服务器中的两个innodb数据库(因为其它引擎不支持XA)。
内部XA的额外功能
在MySQL内部，在事务提交时利用两阶段提交(内部XA的两阶段提交)很好地解决了上面提到的binlog和redo log的一致性问题：
第一阶段： InnoDB Prepare阶段。此时SQL已经成功执行，并生成事务ID(xid)信息及redo和undo的内存日志。此阶段InnoDB会写事务的redo log，但要注意的是，此时redo log只是记录了事务的所有操作日志，并没有记录提交（commit）日志，因此事务此时的状态为Prepare。此阶段对binlog不会有任何操作。 第二阶段：commit 阶段，这个阶段又分成两个步骤。第一步写binlog（先调用write()将binlog内存日志数据写入文件系统缓存，再调用fsync()将binlog文件系统缓存日志数据永久写入磁盘）；第二步完成事务的提交（commit），此时在redo log中记录此事务的提交日志（增加commit 标签）。 可以看出，此过程中是先写redo log再写binlog的。但需要注意的是，在第一阶段并没有记录完整的redo log（不包含事务的commit标签），而是在第二阶段记录完binlog后再写入redo log的commit 标签。还要注意的是，在这个过程中是以第二阶段中binlog的写入与否作为事务是否成功提交的标志。
通过上述MySQL内部XA的两阶段提交就可以解决binlog和redo log的一致性问题。数据库在上述任何阶段crash，主从库都不会产生不一致的错误。
此时的崩溃恢复过程如下：
如果数据库在记录此事务的binlog之前和过程中发生crash。数据库在恢复后认为此事务并没有成功提交，则会回滚此事务的操作。与此同时，因为在binlog中也没有此事务的记录，所以从库也不会有此事务的数据修改。 如果数据库在记录此事务的binlog之后发生crash。此时，即使是redo log中还没有记录此事务的commit 标签，数据库在恢复后也会认为此事务提交成功（因为在上述两阶段过程中，binlog写入成功就认为事务成功提交了）。它会扫描最后一个binlog文件，并提取其中的事务ID（xid），InnoDB会将那些状态为Prepare的事务（redo log没有记录commit 标签）的xid和Binlog中提取的xid做比较，如果在Binlog中存在，则提交该事务，否则回滚该事务。这也就是说，binlog中记录的事务，在恢复时都会被认为是已提交事务，会在redo log中重新写入commit标志，并完成此事务的重做（主库中有此事务的数据修改）。与此同时，因为在binlog中已经有了此事务的记录，所有从库也会有此事务的数据修改。 总结
上述利用两阶段提交解决了事务提交时binlog和redo log的一致性问题，此过程的实现是在MySQL 5.6 之前。但是此过程存在严重缺陷：此过程中为了保证MySQL Server层binlog的写入顺序和InnoDB层的事务提交顺序是一致的，MySQL数据库内部使用了prepare_commit_mutex这个锁。但是在启用了这个锁之后，并不能并发写入binlog，从而导致了group commit失效。这个问题在MySQL 5.6中的Binary Log Group Commit（BLGC）得到解决。
其实当我们开启一个事务，如：
begin;
xxxx
commit;
执行了commit指令之后，会写入binlog，以及将Redo Log的状态改成commit状态。
那么两阶段提交就是：
mysql发生崩溃恢复的过程中，会根据redo log日志，结合binlog记录来做仲裁：
https://blog.csdn.net/huangjw_806/article/details/100927097