mysql重点Log三部曲第一部：redo log，接下来还有undo log和binlog，敬请期待
什么是Redo Log
在InnoDB存储引擎中，所有的操作都是以页为单位的。而在我们的客户端在进行数据的操作时，主要都会经过buffer pool这个缓冲池来完成，也就是说，真正访问页面之前，都需要把磁盘上的页缓存到buffer pool之后才可以访问。我们都了解事务有ACID四个特性，其中的C——持久性，说的是，已经提交的事务，在事务提交以后即使系统发生了崩溃，这个事务对数据库的更改也不可以丢失，但是试想，如果把数据直接读到buffer pool中，事务在提交后发生了故障，数据并没有及时同步到磁盘，内存中的数据丢失，这个就已经不满足于持久性了。这个时候可能会想到有以下这个解决方案：
- 在事务提交之前，把该事务涉及到修改的页面全部刷到磁盘中去
但是这个做法有一些问题：
- 将数据刷到磁盘中的基本单位是页，如果只是修改了某一行数据，也会将整个页刷盘，这个实在是很浪费
- 随机IO速度低。一个事务修改的数据可能并不在一个页里面，这些页面可能本身在物理上就不相邻，这种情况下，就会产生了大量的随机IO，需要经过一个不停的寻址过程，随机IO的效率比顺序IO低很多
我们想到的方式也给否定了，那该如何处理呢？再回到我们想说的问题：对于已经提交了的事务对数据库中数据的修改永久生效，即使是系统宕机，重启后也可恢复
那么这块在mysql中，对于一条修改的数据，就记录了这个数据哪些地方修改了来完成的。比如
update table set a = 1 where id = 1;
就会记录一条日志：
把第10表空间的第90号页面的偏移量为1024处的值更新为1
提交事务后，把这条操作日志刷到磁盘中，之后如果系统崩溃了，我们也可以找到这条日志完成对应数据的恢复。因此，上面的操作日志也被称为redo log。那么使用redo log的好处到底是什么呢？
- redo log占用的空间很小，而且可以通过参数进行动态设置。整体redo log占用的空间是一定的，并不会无线增大
- redo是顺序写入，比随机IO效率会高很多（顺序IO的文件通过预读方式能够大大的提升效率）
PS：保证事务持久性并不单单只有redo log，其实还有mysql的重要机制——double write，这块在讲完redo log后再说下
Redo log记录结构
下面是大部分类型的redo log的通用结构：
- type：redo log的类型，目前redo log的类型很多，下面会简单地提集中来了解
- Space ID：表空间ID
- page number：页号
- data：一条redo log的内容
展示一下源码的数据结构的样子
struct alignas(INNOBASE_CACHE_LINE_SIZE) log_t {
atomic_sn_t sn; // 目前log buffer申请的空间大小
aligned_array_pointer buf; // log buffer的内存区
Link_buf recent_written; // 解决并发插入Redo Log Buffer后刷入ib_logfile存在空洞的问题
Link_buf recent_closed; // 解决并发插入flush_list后确认checkpoint_lsn的问题
atomic_lsn_t write_lsn; // write_lsn之前的数据已经写入系统的Cache, 但不保证已经Flush
atomic_lsn_t flushed_to_disk_lsn; // 已经被flush到磁盘的数据
size_t buf_size; // log buffer缓冲区的大小
lsn_t available_for_checkpoint_lsn; // 在此lsn之前的所有被添加到buffer pool的flush list的log数据已经被flsuh, 下一次checkpoint可以make在这个lsn. 与last_checkpoint_lsn的区别是该lsn尚未被真正的checkpoint.
lsn_t requested_checkpoint_lsn; // 下次需要进行checkpoint的lsn
atomic_lsn_t last_checkpoint_lsn; // 目前最新的checkpoint的lsn
uint32_t write_ahead_buf_size; // write ahead的Buffer大小
lsn_t current_file_lsn; //
uint64_t current_file_real_offset; //
uint64_t current_file_end_offset; // 当前ib_logfile文件末尾的offset
uint64_t file_size; // 当前ib_logfile的文件大小
}
就不按照每一条说了，后面基本都会提到，没提到的大家可以自行了解一下~
Redo log类型
基础类型
redo log类型主要是通过上面记录中的type体现的。比较基础的有以下几个（基础的类似于java里面的基本类型）：
- MLOG_1BYTE：type字段对应的十进制为1，表示在页面的某个偏移量处写入一个字节
- MLOG_2BYTES：type字段对应的十进制为2，表示在页面的某个偏移量处写入两个字节
- MLOG_4BYTES：type字段对应的十进制为4，表示在页面的某个偏移量处写入四个字节
- MLOG_8BYTES：type字段对应的十进制为8，表示在页面的某个偏移量处写入八个字节
- MLOG_WRITE_STRING：：type字段对应的十进制为30，表示在页面的某个偏移量处写入一串数据
现在举一个例子。我们大部分情况下用的自增主键id都是int型或者是long型的，int为四个字节，long为八个字节，现在如果插入一条数据的话，这条数据实际是修改在buffer pool中的，然后通过redo log记录下当前的修改情况。那么这个时候，插入一条id(int)为9的数据的redo log应该是这样子的。
含义：在90表空间，编号为10页面，偏移量为1000处，写入四个字节，具体数据为0000 0000 0000 1001
复杂类型
对于正常的一条insert语句，不管这个表中有多少课索引树，都会将其更新，每更新一颗索引树，不光会更新叶子节点的页面，也很有可能会更新内节点的页面，甚至也有可能会新建页面。
而insert语句过程中对所有页面的修改都会记录到redo log中去，但是对页面更新的时候，不单单会只更新数据，还会更新File Header、Page Header、Slot（这块牵扯到页的结构，有兴趣的可以自己看看）等部分，因此在更新的时候再用上面的简单类型的redo log就不那么能满足需求了，也就是说，一条insert操作，一个页面修改的地方会异常地多，那么下面有几种方案：
- 每一处修改都记录一条redo log。这种情况的优势就是类型简单，记录简单，便于理解；但是弊端很明显，redo log记录太多，导致redo log占用了大量的空间，浪费资源
- 每个页第一处修改和最后一处修改当一条redo log中的具体数据。但是这种方案也有比较明显的缺点，第一处修改和最后一处修改中间有大量的未修改的记录，全部记录在redo log里面也是占用了大量无用的空间
基于这种情况下，InnoDB提出了一些新的redo日志类型：
- MLOG_REC_INSERT：type对应的十进制为9，表示插入一条使用非紧凑行格式的记录时的redo log类型
- MLOG_COMP_REC_INSERT：type对应的十进制为38，表示插入一条使用紧凑行格式的记录时的redo log类型
......
那么这些类型都是如何完成一条redo log的记录呢？通过MLOG_REC_INSERT举个例子
- type：MLOG_REC_INSERT
- spaceId：表空间id
- page number：页号
- record offset：当前记录的地址
- record length：当前记录长度
- info bits：表示记录头信息的前4个比特位的值以及record_type的值
- record origin offset：前一条记录的地址。（每向数据页插入一条记录，都需要修改该页面中维护的记录链表，每条记录的记录头信息中都包含一个称为next_record的属性，所以在插入新记录时，需要修改前一条记录的next_record属性。）
- mismatch index：为了节省redo log大小设立的字段，暂时可忽略
- record data：记录的真实数据
Mini-Transaction
redo log的写入方式
一条insert一局可能会涉及到若干棵B+树，这些修改直接都操作的是buffer pool，在buffer pool中修改完后，才会记录相关的redo log，而这些redo log是会被切分成不可分割的组（原子性）。比如：
- 修改聚簇索引时是不可分割的
- 修改二级索引时是不可分割的
那么具体这一层面的不可分割是什么意思呢？通过下面两个图理解一下
如上图所示，当前索引树一共有两个叶子节点，现在想插入一些记录，结果为下图
这个过程其实并不需要很复杂的处理，因为叶子节点空间是足够的，那么总有不足够的时候，要怎么办呢？每个叶子节点可以存放20条记录，可以看出第一个节点已经饱和了，那么我现在想再插入一个值为9.9的记录，该怎么办呢？
从上图可以看出，找到9.9的位置后，发现第一个页已经饱和了，这个时候就需要页分裂（页分裂一般会将之前页的数据量对半分配到两个叶子中），由于多了一个叶子节点，需要在对应的内节点中，多出一条记录，以便于索引，插入9.9记录后的索引树如下图所示
从上边的过程可以看出，插入过程中，不仅仅是对其中一个叶子节点会有改变，还可能会进行页分裂，对目录索引节点也会有改变，这些改变都会新增出很多redo log。这个时候就会有原子性问题。如果不保证这些redo log的原子性，好比说上边插入9.9的过程，叶子节点分裂出来了，但是目录索引节点并未多出目录项记录，这个就会导致通过redo log恢复崩溃前的系统状态这一操作出现错误。因此，redo log在某种程度上，必须能够保证原子性。那么是如何保证的呢？
————将这些要保证原子性的redo log放到一个组中
那么是如何放到这个组里面的呢？
————在该组的最后一条redo log后边加一条特殊类型的redo log，类型为MLOG_MULTI_REC_END（type的十进制为31），当系统崩溃重启进行恢复的时候，只有解析到类型为MLOG_MULTI_REC_END的redo log，才认为解析到了一组完整的redo，才会进行恢复，否则会抛弃前边解析到的redo log
那么这个时候可能会有疑问，redo log可能一组里面有很多redo log，可能只有一条，这种只有一条的本身就满足原子性，还需要在后边再加一个MLOG_MULTI_REC_END？这不是很浪费空间么？实际上不是这样的。对于redo log的type字段来说，一共占用了8个比特位，但是实际上解释redo log类型的，只是占了7个比特位，剩余的一个比特位，用来说明当前的redo log是一个单一的日志还是需要在一个组里面的redo log，如下图所示
如果第一个比特位为1，说明这是单一的一条redo log，否则表示这是个需要在组内保持原子性的redo log
Mini-Transaction
上边说的原子性地访问过程，称为一个Mini-Transaction。这个其实很形象，正常的事务为Transaction，但是这个是事务中的部分操作，是更细粒度的，因此叫做Mini-Transaction，也可以理解，一个Mini-Transaction包含很多redo log，映射关系如下
redo log的写入过程
redo log block
通过mtr生成的redo log都放在了页中（页的大小为512字节）。但是我们知道，在InnoDB存储引擎中，索引的最基本单位是页，索引中的页跟redo log存放的页是不同的，在这块我们称redo log存放的页为block，具体的结构图如下
- log block header存放管理信息
- log block body存放redo log
- log block trailer存放block的校验值，用于正确性校验
redo log buffer
我们也都了解过，InnoDB有一个Buffer Pool，是为了解决磁盘速度过慢问题，而衍生出的数据缓存池。那么对于redo log也是需要将数据写入到磁盘的，只要是将数据从内存写入磁盘，就肯定会面对一个问题：内存速度与磁盘速度的不平等性。而这个时候，大部分情况都会使用一个方案：在内存和磁盘中间加一层buffer。那么针对redo log写入磁盘的过程，也有一层redo log buffer。buffer中的基本数据单位就是上边提到的redo log block，其实很容易理解，因为redo log的基本单位是block，那么缓冲池基本上是要跟redo log存放的基本单位是一样的，也便于数据计算和统计。那么可以理解，redo log buffer的结构应该是下边这样的
redo log buffer的大小是可控的，innodb_log_buffer_size通过这个参数可以设置，默认大小是16M
redo log写入redo log buffer
介绍完了存储redo log的数据结构，下面我们就介绍一下redo log是如何写入这层buffer的
redo log写入redo log buffer的过程是顺序的，也就是入redo log buffer的结构图所示，先写第一块block，写满了以后写第二块...以此类推。
现在有一条redo log数据，要写入buffer，我们会遇到第一个问题：这个数据要写在哪个位置？在InnoDB中提供了一个buf_free的全局变量，来标识后续的redo log要写到哪里
还记得之前说过的mtr，一个mtr产生的多条redo log一定要保证原子性——不可分割，这块可以理解，redo log并不是产生一条就写入一条，而是说为了保证原子性，将一个mtr下的redo log一次性写入buffer。那么这里面就有一个问题了：每次mtr在完全产生redo log之前，每一条redo log放在哪里呢？其实这块只是暂时存放于内存非buffer的位置了，并没有特殊处理。
那么这个时候可能有人会问，那如果是两个事务，每个事务里面有多个mtr，这种情况下是不是就会产生同一个事务的redo log非连续的情况呢？
下面用例子来说明一下，多个事务，每个事务多个mtr是，redo log是如何写入的
现在有事务A，事务A下有mtrA_1和mtrA_2，现在有事务B，事务B下有mtrB_1和mtrB_2，看下每个事务产生redo log的情况
事务之间并非串行，大多数都是并行运行，也就是说，可能先产生了mtrA_1的redo log，然后产生了mtrB_1的redo log，再是mtrA_2的redo log，最后产生了mtrB_2的redo log，这种情况看下是如何在redo log buffer中分布的
可以看出，redo log buffer中的日志排列，其实就是根据mtr的生成顺序来排列的，而且可以将整个buffer理解为一个空间，一个mtr产生的redo log可以分布在多个block中，一个block也可以存入多个redo log组