MySQL高级：（十二）MySQL事务日志

笔记来源：MySQL数据库教程天花板，mysql安装到mysql高级，强！硬！

12.1 事务日志概述

• 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，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DBA或许会认为undo是redo的逆过程，其实不然。redo和undo都可以视为是一种恢复操作，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yyy写入了’zzz’数据。主要为了保证数据的可靠性；
  • redo log:是存储引擎层(innodb)生成的日志，记录的是逻辑操作日志，比如对某一行数据进行了INSERT语句操作，那么undo log就记录一条与之相反的DELETE操作。主要用于事务的回滚(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回滚行记录到某种特定的版本—MVCC，即多版本并发控制)。

12.2 redo日志

12.2.1 为什么需要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会以一定的频率被刷入磁盘(checkpoint机制)。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：有时候我们仅仅修改了某个页面中的一个字节，但是我们知道在InnoDB中是以页为单位来进行磁盘o的，也就是说我们在该事务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的数据到磁盘上显然是太小题大做了。
  • 随机IO刷新较慢：一个事务可能包含很多语句，即使是一条语句也可能修改许多页面，假如该事务修改的这些页面可能并不相邻，这就意味着在将某个事务修改的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，尤其对于传统的机械硬盘来说。
• 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引擎的事务采用了WAL技术(Write-Ahead Logging)，这种技术的思想就是先写日志，再写磁盘，只有日志写入成功，才算事务提交成功，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。
  

12.2.2 redo日志的好处、特点

• 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。
• 特点：
  • redo日志本身是顺序写入磁盘的：redo日志是一条一条追加到文件末尾的，也就是使用顺序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。假设一个事务，对表做10万行的记录插入，在这个过程中，一直不断的往redo log顺序记录，而bin log不会记录，直到这个事务提交，才会一次写入到bin log文件中。

12.2.3 redo日志的组成

• Redo log可以简单分为以下两个部分:

重做日志的缓冲（redo log buffer）

• 重做日志的缓冲保存在内存中，是易失的。

• 在服务器启动时就向操作系统申请了一大片称之为redo log buffer的连续内存空间，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个连续的redo log block。一个redo log block占用512字节大小。
  

• 参数innodb_log_buffer_size：默认16M，最大值是4096M，最小值为1M。
  

重做日志文件（redo log file）

• 重做日志文件保存在硬盘中，是持久的。

• REDO日志文件如图所示，其中的ib_logfile0和ib_logfile1即为REDO日志。
  

12.2.4 redo的整体流程

• 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

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。

12.2.5 redo日志的刷盘策略

• 这里讨论的是整体流程的第3步
  

• 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），真正的写入会交给操作系统来决定（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1秒，就会把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。
  

• 除了后台线程每秒1次的轮询操作，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。

• innodb_flush_log_at_trx_commit=1时

• 只要事务提交成功，redo log记录就一定在硬盘里，不会有任何数据丢失。日志成功记录，事务才算提交成功；若写日志时宕机，则事务失败。

• 如果事务执行期间MySQL挂了或宕机，这部分日志丢了，但是事务并没有提交，所以日志丢了也不会有损失。

• 可以保证ACID的D，数据绝对不会丢失

• 效率最差

• innodb_flush_log_at_trx_commit=2时

• 只要事务提交成功,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丢失

• 但是操作系统宕机可能会有1秒数据的丢失

• 无法满足ACID中的D

• 效率高于1，低于0

• innodb_flush_log_at_trx_commit=0时

• MySQL挂掉和操作系统宕机都会导致最多1s的数据丢失

• 无法满足ACID中的D

• 效率最高

12.2.6 写入redo log buffer过程

• Mini-Transaction：MySQL把对底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个Mini-Transaction，简称mtr，比如，向某个索引对应的B+树中插入一条记录的过程就是一个Mini-Transaction。一个所谓的mtr可以包含一组redo日志，在进行崩溃恢复时这一组redo日志作为一个不可分割的整体。

• 一个事务可以包含若干条语句，每一条语句其实是由若干个mtr组成，每一个mtr 又可以包含若干条redo日志，画个图表示它们的关系就是这样:
  

• 向log buffer中写入redo日志的过程是顺序的，也就是先往前边的block中写，当该block的空闲空间用完之后再往下一个block中写。当我们想往log buffer中写入redo日志时，第一个遇到的问题就是应该写在哪个block的哪个偏移量处，所以InnoDB的设计者特意提供了一个称之为buf_free的全局变量，该变量指明后续写入的redo日志应该写入到log buffer 中的哪个位置，如图所示:
  

• 并不是每生成一条redo日志，就将其插入到log buffer中，而是每个mtr运行过程中产生的日志先暂存，当该mtr结束时，将过程中产生的所有redo日志再全部复制到log buffer中。

• 一个redo log block是由日志头、日志体、日志尾组成。日志头占用12字节，日志尾占用8字节，所以一个block真正能存储的数据就是512-12-8=492字节。
  

12.2.7 redo log file

• 相关参数

  • innodb_log.group_home_dir:指定redo log文件组所在的路径，默认值为./，表示在数据库的数据目录下。MySQL的默认数据目录（var/lib/mysql）下默认有两个名为ib_logfilee和ib_logfile1的文件，log buffer中的日志默认情况下就是刷新到这两个磁盘文件中。

  • innodb_log_files_in_group:指明redo log file的个数，命名方式如: ib_logfile0，ib_logfile1… ib_logfilen。默认2个，最大100个。

  • innodb_flush_log_at_trx_commit:控制redo log刷新到磁盘的策略，默认为1。

  • innodb_log_fle_size:单个redo log文件设置大小，默认值为48M。所有日志文件大小之和的最大值为512G。

• 日志文件组

  • 磁盘上的redo日志文件不只一个，而是以一个日志文件组的形式出现的。这些文件以ib_logfile[数字]（数字可以是0、1、2…）的形式进行命名，每个的redo日志文件大小都是一样的。

  • 在将redo日志写入日志文件组时，是从ib_logfile0开始写，如果ib_logfile写满了，就接着ib_logfile1写。同理, ib_logfile1写满了就去写ib_logfile2，依此类推。如果写到最后一个文件该咋办?那就重新转到ib_logfile日继续写，所以整个过程如下图所示:
    

  • 采用循环使用的方式向redo日志文件组里写数据的话，会导致后写入的redo日志覆盖掉前边写的redo日志。所以InnoDB的设计者提出了checkpoint的概念。

• checkpoint

  • 在整个日志文件组中还有两个重要的属性，分别是 wite pos、checkpoint

    • write pos是当前记录的位置，一边写一边后移
    • checkpoint是当前要擦除的位置，也是往后推移

  • 每次刷盘redo log记录到日志文件组中，write pos位置就会后移更新。每次MySQL加载日志文件组恢复数据时，会清空加载过的redo log记录，并把 checkpoint后移更新。write pos和checkpoint之间的还空着的部分可以用来写入新的 redo log记录。
    

  • 如果write pos追上 checkpoint，表示日志文件组满了，这时候不能再写入新的redo log记录，MySQL得停下来，清空一些记录，把checkpoint推进一下。
    

12.3 undo日志

12.3.1 如何理解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。
• 每当我们要对一条记录做改动时(这里的改动可以指INSERT、DELETE、UPDATE)，都需要"留一手"—把回滚时所需的东西记下来。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，这样之后回滚时再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INSERT)
  • 你修改了一条记录，至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来，这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值就好了。(对于每个UPDATE，InnoDB存储引擎会执行一个相反的UPDATE，将修改前的行放回去)
• 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。
• 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也需要持久性的保护。

12.3.2 undo日志的作用

• 回滚数据
  • 用户对undo日志可能有误解：undo用于将数据库物理地恢复到执行语句或事务之前的样子，但事实并非如此。
  • undo是逻辑日志，因此只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。所有修改都被逻辑地取消了，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，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，一个事务在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，因为这样会影响其他事务正在进行的工作。
• MVCC
  • 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读取之前的行版本信息，以此实现非锁定读取

12.3.3 undo的存储结构

• 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。
• undo页的使用与重用
  • 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。
  • 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MySQL清理的非常勤快，否则随着时间的推移，磁盘空间会增长的非常快，而且很多空间都是浪费的。
  • undo页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 log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 log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。

12.3.4 undo日志生命周期

• 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undo log;
  3. update A = 3;
  4. 记录 A=3 到redo log;
  5. 记录 B=2 到undo log;
  6. update B = 4;
  7. 记录 B=4 到redo log;
  8. 将redo log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 log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。

• 只有Buffer Pool的流程:
  

• 有了Redo Log和Undo Log之后:
  

• 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 Log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。

• 数据行的隐藏字段：

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

12.3.5 undo日志生成过程

• 当执行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 log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:

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

  • 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:
    

  • 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1，并且新的undo log会指向老的undo log (undo no=0)。

• 更新主键

  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 log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。

12.3.6 undo日志回滚过程

• 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=o的日志把id=1的数据删除
• undo日志的删除
  • 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。