MySQL事务日志：redo log和undo log详解

MySQL事务日志

上一个博客我们讲解了关于事务的基础，应用及其使用，而事务日志和事务息息相关，那么本章博客就进行MySQL事务日志的讲解。

引言：

事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那么事务的四种特性到底是基于什么机制实现呢？

• 事务的隔离性由锁机制实现。

• 事务的原子性、一致性和持久性由事务的 redo 日志和undo 日志来保证。

  • REDO LOG 称为重做日志，提供再写入操作，恢复提交事务修改的页操作(我们对数据进行修改，数据会报存在内存中，此时还没有保存在磁盘当中，如果此时由于不可抗因素如宕机，事务将不能保证持久性。而redo log就阔以保证了，我们在修改完数据之后，将相关的数据保存到redo log中，就算出现宕机我们也可以把更新过的数据从redo log中进行恢复刷新到磁盘中)，用来保证事务的持久性。

  • UNDO LOG 称为回滚日志，回滚行记录到某个特定版本，用来保证事务的原子性、一致性。

• 有的同学或许会认为 UNDO 是 REDO 的逆过程，其实不然，UNDO 和 REDO都可以视为一种恢复的操作，但是：

  • redo log：是存储引擎层（innodb）生成的日志，记录的是物理级别上的页修改操作，比如页号xxx，偏移量，写入了‘zzz’数据，主要是为了保证数据的可靠性。

  • undo log：是存储引擎层（innodb）生成的日志，记录的是逻辑操作，比如对某一数据进行INSERT语句操作，那么redo log中就记录一条与之相反的DELETE操作。主要用于事务回滚（undo log记录的是每个修改操作的逆操作）和一致性非锁定读（undo log 回滚行记录到某一特定的版本—mvcc，即多版本并发控制）。

1.redo日志

InnoDB存储引擎是以页为单位来管理存储空间的，在真正访问页面之前，需要把数据在磁盘上的页缓存到内存中的Buffer Pool之后才可以访问。所有的变更都必须先更新缓冲池中的数据，然后缓冲池中的脏页（脏页：修改后的数据在缓存池中还没有被刷新到磁盘当中）会以一定的频率被刷入磁盘（checkPoint机制），通过缓冲池来优化CPU和磁盘之间的鸿沟，这样就阔以保证整体的性能不会下降的太快。

1.1 为什么需要REDO日志

• 一方面，缓冲池可以帮助我们消除CPU和磁盘之间的鸿沟，checkpoint机制可以保证数据的最终落盘，然而由于checkpoint 并不是每次变更的时候就触发的，而是master线程隔一段时间去处理的。所以最坏的情况就是事务提交后，刚写完缓冲池，数据库宕机了，那么这段数据就是丢失的，无法恢复。

• 另一方面，事务包含 持久性 的特性，就是说对于一个已经提交的事务，在事务提交后即使系统发生了崩溃，这个事务对数据库中所做的更改也不能丢失。

• 那么如何保证这个持久性呢？ 一个简单的做法 ：在事务提交完成之前把该事务所修改的所有页面都刷新到磁盘，但是这个简单粗暴的做法有些问题

  • 修改量与刷新磁盘工作量严重不成比例

    有时候我们仅仅是修改某一个页面的一个字节，但是我们知道在InnoDB中是以页为单位来进行磁盘IO的，也就是说我们在该事物提交时不得不将一个完整的页面从内存中刷新到磁盘，我们又知道一个页面默认是16KB大小，只修改一个字节就要刷新16KB的数据到磁盘上显示是用牛刀去杀鸡了。

  • 随机IO刷新较慢

    一个事物可能包含很多语句，即使是一条语句也可能修改很多的页面，假如该事物修改的页面并不相邻，这就意味着在将某个事物修改的Buffer Pool中的页面刷新到磁盘时，需要进行很多的随机IO，随机IO比顺序IO要慢，尤其是对于传统的机械机械硬盘来说。

• 另一个解决的思路 ：我们只是想让已经提交了的事务对数据库中数据所做的修改永久生效，即使后来系统崩溃，在重启后也能把这种修改恢复出来。所以我们其实没有必要在每次事务提交时就把该事务在内存中修改过的全部页面刷新到磁盘，只需要把修改了哪些东西记录一下就好。比如，某个事务将系统表空间中第10号页面中偏移量为100 处的那个字节的值 1 改成 2 。我们只需要记录一下：将第0号表空间的10号页面的偏移量为100处的值更新为 2 。

• InnoDB引擎的事物采用了WAL（Write-Ahead Logging），这种技术的思想就是先写日志，在写磁盘，只有日志写入成功，才算是事务提交成功，这里的日志就是redo log。当发生宕机且数据未刷新到磁盘的时候，可以通过redo log来恢复，保证ACID中的D，这就是redo log的作用。
  

1.2 REDO日志的好处、特点

1.2.1好处

• redo日志降低了刷盘频率

• redo日志占用的空间非常小

存储表空间ID，页号，偏移量以及需要更新的值，所需的存储空间是很小的，刷盘快。

1.2.2特点

• redo日志是顺序写入磁盘的

  • 在执行事务的过程中，每执行一条语句，就可能产生若干条redo日志，这些日志是按照产生的顺序写入磁盘的，也就是说使用顺序IO，效率比随机IO快

• 事务执行过程中，redo log不断记录

  • redo log跟bin log的区别，redo log是存储引擎层产生的，而bin log是数据库层产生的。假设一个事物，对表做十万行的记录插入，在这个过程中，一直不断的往redo log顺序记录，而bin log顺序记录，而bin log不会记录，直到这个事物提交，才会一次写入到bin log问价中。

1.2.3redo的组成

• Redo log可以简单分为以下两个部分：

  • 重做日志的缓冲 (redo log buffer) ，保存在内存中，是易失的。

  在服务器启动时就向操作系统申请一大片称之为redo log buffer的俩戏内存空间，翻译成中文就是redo日志缓冲区。这片内存空间被划分成若干连续的redo log block。一个redo log block占用512字节大小。

  

• 参数设置：innodb_log_buffer_size：

  • redo log buffer 大小，默认 16M ，最大值是4096M，最小值为1M。

    mysql> show variables like '%innodb_log_buffer_size%'; 
    +------------------------+----------+
    | Variable_name | Value | 
    +------------------------+----------+
    | innodb_log_buffer_size | 16777216 | 
    +------------------------+----------+
    

    重做日志文件 (redo log file) ，保存在硬盘中，是持久的。

• 查看mysql文件ib_logfile0和ib_logfile1即为redo日志

1.2.4 redo的整体流程

• 以一个更新事务为例，redo log 流转过程，如下图所示：
  

• 第1步：先将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝

• 第2步：生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值

• 第3步：当事务commit时，将redo log buffer中的内容刷新到 redo log file，对 redo log file采用追加 写的方式

• 第4步：定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中

体会：

Write-Ahead Log(预先日志持久化)：在持久化一个数据页之前，先将内存中相应的日志页持久化。

1.2.5 redo log的刷盘策略

• redo log的写入并不是直接写入磁盘的，InnoDB引擎会在写redo log的时候先写redo log buffer，之后以 一 定的频率 刷入到真正的redo log file 中。这里的一定频率怎么看待呢？这就是我们要说的刷盘策略。

  

• 注意，redo log buffer刷盘到redo log file的过程并不是真正的刷到磁盘中去，只是刷入到 文件系统缓存（page cache）中去（这是现代操作系统为了提高文件写入效率做的一个优化），真正的写入会交给系统自己来决定（比如page cache足够大了）。那么对于InnoDB来说就存在一个问题，如果交给系统来同步，同样如果系统宕机，那么数据也丢失了（虽然整个系统宕机的概率还是比较小的）。

• 针对这种情况，InnoDB给出 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数，该参数控制 commit提交事务时，如何将 redo log buffer 中的日志刷新到 redo log file 中。它支持三种策略：

  • 设置为0 ：表示每次事务提交时不进行刷盘操作。（系统默认master thread每隔1s进行一次重做日志的同步）

  • 设置为1 ：表示每次事务提交时都将进行同步，刷盘操作（ 默认值 ）

  • 设置为2 ：表示每次事务提交时都只把 redo log buffer 内容写入 page cache，不进行同步。由os自己决定什么时候同步到磁盘文件。

• 另外，InnoDB存储引擎有一个后台线程，每隔一秒，就会吧redo log buffer中的内容写到文件系统缓存（page cache），然后调用刷盘操作。

  

  • 也就是说，一个没有提交事物的redo log记录，也可能刷盘。因为在事物执行过程中redo log记录是会写入redo log buffer中，这些redo log记录会被后台线程刷盘

  

• 除了后台线程每秒1次轮询操作，还有一种情况，当redo log buffer占用的空间即将达到innodb_log_buffer_size（这个参数默认是16M）的一半的时候，后台线程会主动刷盘。

1.2.6 不同刷盘策略演示

1.流程图

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=1

为1时，只要事物提交成功，redo log记录就一定在硬盘中，不会有任何数据丢失。

如果事物执行期间MySQL挂了或则宕机。这部份日志丢了，但是事物并没有提交，所以日志丢了也就不会有损失。可以保证ACID的D，数据绝对不会丢失，但是效率最差的

建议使用默认值，虽然操作系统宕机的概率小于机器宕机的概率，但是一般使用了事物，那么数据的安全相对来说更重要些。

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=2

为2时，只要事物提交成功，redo log buffer中的内容只写入文件系统缓存（page cache）。

如果仅仅只是MySQL挂了不会有任何数据的丢失。但是操作系统宕机可能会有一秒数据的丢失，这种情况下无法满足ACID中的D。但是数值2肯定是效率最高的。

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=1

为0时，master thread中每一秒进行一次重做日志的fsync操作，因此实例crash最多丢失一秒钟内的事务。（master thread是负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘，保证数据的一致性）

数值0的话，是一种折中的做法，它的 IO效率理论是高于1的，低于2的，这种策略也有丢失数据的风险，也无法保证D。

2.Undo日志

redo log是事务持久性的保证，undo log是事务原子性的保证。在事务中更新数据的前置操作其实是要先写入一个 undo log 。

2.1 如何理解Undo日志

事务需要保证 原子性 ，也就是事务中的操作要么全部完成，要么什么也不做。但有时候事务执行到一半会出现一些情况，比如：

• 情况一：事务执行过程中可能遇到各种错误，比如服务器本身的错误,操作系统错误 ，甚至是突然 断电 导致的错误。

• 情况二：程序员可以在事务执行过程中手动输入ROLLBACK 语句结束当前事务的执行。

以上情况出现，我们需要把数据改回原先的样子，这个过程称之为回滚 ，这样就可以造成一个假象：这个事务看起来什么都没做，所以符合原子性要求。

每当我们要对一条记录作做改动时（这里的改动可以指INSERT，DELETE，UPDATE），都需要“留一手”–把回所需要的东西记下来。比如：

• 你插入一条记录时，至少要把这条记录的主键值记下来，之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录删掉就好了。（对于每个INSERT，InnoDB存储引擎会完成一个DELETE）
• 你删除了一条记录，至少要把这条记录中的内容都记下来。这样之后的回滚在把由这些内容组成的记录``插入到表中就好了。（对于每个DELETE，InnoDB存储引擎会执行一个INDSERT）
• 你修改了一条记录，至少要把修改这条记录中的内容都记下来，这样之后的回滚再把这条记录更新为旧值就好了。（随遇每个UPDATE，InooDB存储引擎会执行一个相反的UPDATE，将修改前的行放回去）

MySQL把这些为了回滚而记录的这些内容称之为撤销日志或则回滚日志（即undo log），注意，由于查询操作（SELECT）并不会修改任何用户记录，所以在查询操作执行时，并不需要记录 相应的undo日志

此外，undo log会产生redo log，也就是undo log的产生会伴随着redo log的产生，这是因为undo log也需要持久保护。

2.2 Undo日志的作用

• 作用1**：回滚数据**

  • 用户对undo日志可能有误解：undo用于数据库物理地恢复到执行语句或事务之前的样子。但是事实并非如此。undo日志是逻辑日志，因此只是将数据库逻辑恢复到原来的样子。所以修改都被逻辑的取消了，但是数据结构和页本身在回滚之后可能大不相同。这是因为在多用户并发系统中面，可能会有数十，数百甚至数千个并发事务。数据库的主要任务就是协调对数据记录的并发访问。比如，一个事务再修改当前一个页中某几条记录，同时还有别的事务在对同一个页中另外几条记录进行修改。因此，不能将一个页回滚到事务开始的样子，因此这样回影响其他事务正常进行的工作。

• 作用2**：**MVCC

  • undo的另一个作用是mvcc，即在InnoDB存储引擎中MVCC的实现是通过undo来完成。当用户读取一行记录时，若该记录已经被其他事务占用，当前事务可以通过undo读取之前的版本信息，以此实现非锁定读取。

2.3 undo的存储结构

2.3.1回滚段与undo页

InnoDB对undo log的管理采用段的方式，也就是 回滚段（rollback segment） 。每个回滚段记录了

• 1024 个 undo log segment ，而在每个undo log segment段中进行 undo页 的申请。在 InnoDB1.1版本之前 （不包括1.1版本），只有一个rollback segment，因此支持同时在线的事务限制为 1024 。虽然对绝大多数的应用来说都已经够用。

• 从1.1版本开始InnoDB支持最大 128个rollback segment ，故其支持同时在线的事务限制提高到了 128*1024 。

mysql> show variables like 'innodb_undo_logs';
+------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+------------------+-------+
| innodb_undo_logs | 128 | 
+------------------+-------+

虽然InnoDB1.1版本支持了128个rollback segment，但是这些rollback segment都存储于共享表空间ibdata中。从InnoDB1.2版本开始，可通过参数对rollback segment做进一步的设置。这些参数包括：

• innodb_-undo_directory：设置rollback segment文件所在的路径。这意味着rollback segmenti可以存放在共享表空间以外的位置，即可以设置为独立表空间。该参数的默认值为“/”，表示当前noDB存储引擎的目录。
• innodb_-undo_logs：设置rollback segment的个数，默认值为128。在InnoDB1.2版本中，该参数用来替换之前版本的参数innodb_rollback_segments。
• innodb_undo_tablespaces：设置构成rollback segment文件的数量，这样rollback segment可以较为平均地分布在多个文件中。设置该参数后，会在路径innodb._undo_directory看到undo为前缀的文件，该文件就代表rollback segment文件。
  undo log相关参数一般很少改动。

undo页的重用

​ 当我们开启一个事务需要写undo log的时候，就得先去undo log segment中去找到一个空闲的位置，当有空位的时候，就去申请undo页，在这个申请到的undo页中进行undo log的写入。我们知道mysql默认一页的大小是16k。
​ 为每一个事务分配一个页，是非常浪费的（除非你的事务非常长），假设你的应用的TPS（每秒处理的事务数目）为1000，那么1s就需要1000个页，大概需要16M的存储，1分钟大概需要1G的存储。如果照这样下去除非MySQLi清理的非常勤快，否测随着时间的推移，磁盘空间会增长的非常快，而且很多空间都是浪费的。
​ 于是undo页就被设计的可以重用了，当事务提交时，并不会立刻删除undo页。因为重用，所以这个undo页可能混杂着其他事务的undo log。undo logi在commit）后，会被放到一个链表中，然后判断undo页的使用空间是否小于3/4，如果小于3/4的话，则表示当前的undo页可以被重用，那么它就不会被回收，其他事务的undo logi可以记录在当前undo页的后面。由于undo log是离散的，所以清理对应的磁盘空间时，效率不高。

2.3.2 回滚段与事务

1. 每个事务只会使用一个回滚段，一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务。

2. 当一个事务开始的时候，会制定一个回滚段，在事务进行的过程中，当数据被修改时，原始的数据会被复制到回滚段。

3. 在回滚段中，事务会不断填充盘区，直到事务结束或所有的空间被用完。如果当前的盘区不够用，事务会在段中请求扩展下一个盘区，如果所有已分配的盘区都被用完，事务会覆盖最初的盘区或者在回滚段允许的情况下扩展新的盘区来使用。

4. 回滚段存在于undo表空间中，在数据库中可以存在多个undo表空间，但同一时刻只能使用一个undo表空间。

   mysql>show variables like innodb_undo_tablespaces';
   
   +------------------+-------+
   | Variable_name | Value |
   +------------------+-------+
   | innodb_undo_tablespaces | 2 | 
   +------------------+-------+
   1 row in set (0.01 sec)
   
   #undo log的数量，最少为2，undo log的truncate操作有purge协调线程发起。在truncate某个undo log表空间的过程中，保证有一个可用的undo log可用。
   

5. 当事务提交时，InnoDB存储引擎会做以下两件事情：将undo log放入列表中，以供之后的purge操作判断undo log所在的页是否可以重用，若可以分配给下个事务使用

2.3.3回滚段中的数据分类

1. 未提交的回滚数据(uncommitted undo information):该数据所关联的事务并未提交，用于实现读一致性，所以该数据不能被其他事务的数据覆盖。
2. 已经提交但未过期的回滚数据(committed undo information):该数据关联的事务已经提交，但是仍受到undo retention参数的保持时间的影响。
3. 事务已经提交并过期的数据(expired undo information):事务已经提交，而且数据保存时间已经超过undo retention:参数指定的时间，属于已经过期的数据。当回滚段满了之后，会优先覆盖"事务已经提交并过期的数据"。

事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。这是因为可能还有其他事务需要通过undo log:来得到行记录之前的版本。故事务提交时将undo log放入一个链表中，是否可以最终删除undo log及undo log所在页由purge线程来判断。

2.4 undo的类型

在InnoDB存储引擎中，undo log分为：

• insert undo log
  insert undo log:是指在insert操作中产生的undo log。因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见（这是事务隔离性的要求），故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作。
• update undo log
  update undo log记录的是对delete和update操作产生的undo log。该undo logi可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。

2.5 undo log的生命周期

1.简要生成过程

以下是undo+redo事务的简化过程

• 假设有2个数值，分别为A=1和B=2,然后将A修改为3，B修改为4

  1.start transaction;
  2.记录A=1到undo1og;
  3.update A=3;
  4.记录A=3到redo1og;
  5.记录B=2到undo1og;
  6.update B 4;
  7.记录B=4到redo1og;
  8.将redo1og刷新到磁盘
  9.commit
  

• 在1-8步骤的任意一步系统宕机，事务未提交，该事务就不会对磁盘上的数据做任何影响。

• 如果在8-9之间宕机，恢复之后可以选择回滚，也可以选择继续完成事务提交，因为此时redo logi已经持久化。

• 若在9之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复之后，可以根据redo log:把数据刷回磁盘。

  

  

  • 在更新Buffer Pool中的数据之前，我们需要先将该数据事务开始之前的状态写入Undo Logl中。假设更新到一半出错了，我们就可以通过Undo Log来回滚到事务开始前。

2.详细生成过程

对于InnoDB引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列：

• DB_ROW_ID:如果没有为表显式的定义主键，并且表中也没有定义唯一索引，那么InnoDB会自动为表添加一个row_id的隐藏列作为主键。

• DB_TRX_ID:每个事务都会分配一个事务ID,当对某条记录发生变更时，就会将这个事务的事务ID写入tx_id中。

• DB_ROLL_PTR:回滚指针，本质上就是指向undo log的指针。

当我们执行INSERT时：

begin; 
INSERT INTO user (name) VALUES ("tom");

• 插入的数据都会生成一条insert undo log,并且数据的回滚指针会指向它。undo log会记录undo logl的序号、插入主键的列和值.，那么在进行rollback的时候，通过主键直接把对应的数据删除即可。

当我们执行UPDATE时：

• 对于更新的操作会产生update undo log,并且会分更新主键的和不更新主键的，假设现在执行：

  UPDATE user SET name="Sun" WHERE id=1;
  

  

• 这时会把老的记录写入新的undo log,让回滚指针指向新的undo log,它的undo no是i,并且新的undo log:会指向老的undo log(undo no:=o)。

• 假设现在执行：

  UPDATE user SET id=2 WHERE id=1;
  

  

• 对于更新主键的操作，会先把原来的数据deletemark标识打开，这时并没有真正的删除数据，真正的删除会交给清理线程去判断，然后在后面插入一条新的数据，新的数据也会产生undo log,并且undo log的序号会递增。

• 可以发现每次对数据的变更都会产生一个undo log,当一条记录被变更多次时，那么就会产生多条undo log,undo log记录的是变更前的日志，并且每个undo logE的序号是递增的，那么当要回滚的时候，按照序号依次向前推，就可以找到我们的原始数据了。

3.undo log是如何回滚的

以上面的例子来说，假设执行rollback，那么对应的流程应该是这样：

1. 通过undo no=3的日志把id=2的数据删除

2. 通过undo no=2的日志把id=1的数据的deletemark还原成0

3. 通过undo no=1的日志把id=1的数据的name还原成Tom

4. 通过undo no=0的日志把id=1的数据删除

4.undo log的删除

• 针对于insert undo log

  因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见。故该undo log可以在事务提交后直接删除，不需要进行purge操作。

• 针对于update undo log

  该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。

补充：
purge线程两个主要作用是：清理undo页和清除page里面带有Delete_Bit标识的数据行。在InnoDB中，事务中的Delete操作实际上并不是真正的删除掉数据行，而是一种Delete Mark操作，在记录上标识Delete._Bit,而不删除记录。是一种"假删除"，只是做了个标记r真正的删除工作需要后台purge线程去完成。

2.6小节

• undo log是逻辑日志，对事务回滚时，只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。

• redo log是物理日志，记录的是数据页的物理变化，undo log不是redo log的逆过程。