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第14章_MySQL事务日志.pdf · 资料文件 · 语雀
官网-innodb-undo-logs

1 概念

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、持久性由事务的redo日志和undo日志来保证

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。

• REDO LOG 称为 重做日志 ，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xx、偏移量ywy写入的’zzz’数据。

主要为了保证数据的可靠性，其提供再写入操作，恢复提交事务修改的页操作，事务的的持久性就是由REDO日志来保证的。

• UNDO LOG 称为 回滚日志 ，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，即MVCC多版本并发控制）。事务的原子性就是由于UNDO日志来保证的。
• 一句话总结：InnoDB的更新操作采用的是Write Ahead Log（预先日志持久化）策略，即先写日志，再写入磁盘。

2 redo log

为什么需要redo log

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)。通过缓冲池来优化CPU和磁盘之间的鸿沟，这样就可以保证整体的性能不会下降太快。

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：

• 修改量与刷新磁盘的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IO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lO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，即使尽来系统崩溃，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处的那个字节的值改成2。我们只需要记录一下：将第10号表空间的页面偏移量为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中的持久性，这就是redo log的作用。

redo log概述

优点：redo日志降低了刷盘频率；redo日志占用的空间非常小。redolog里面存储的表空间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。

redo log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，易失的。

在服务器启动时就向操作系统申请了一大片redo log buffer(日志缓存区)的连续内存空间。redo log buffer·默认 16M ，最大值是4096M，最小值为1M。
redo log buffer又被划分成若干个连续的redo log block。一个redo log block占用512Byte大小。

• 重做日志文件（redo log file），保存在硬盘中，持久的。

redo log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（该过程即为下文所描述的redo log的刷盘操作）
第4步：定期会将内存中修改的数据刷新到磁盘中（master thread后台线程刷新机制）
核心体会：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。

redo log的细节流程：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。
redo log buffer刷盘到redo log file的过程也并不是真正的刷到磁盘中去，而是会先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。

扩展：不管innodb_flush_log_at_trx_commit值为多少，InnoDB存储引擎都会有一个后台线程master thread，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。也就是说，一个没有提交事务的redo log 记录，也可能刷盘。因为在事务执行过程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。

innodb_flush_log_at_trx_commit的三种刷盘策略

innodb_flush_log_at_trx_commit=0 ：每次事务提交时不进行刷盘操作

• 为0时，每次事务提交的时候不立即从redo log buffer更新到page cache，而是由master thread每1秒进行一次重做日志的fsync操作，因此实例crash最多丢失1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。

innodb_flush_log_at_trx_commit=1 （默认值）：立即进行同步刷盘操作

数据先记录到redo log buffer，用户一提交事务后就立即将redo log buffer里的数据同步到操作系统的page cache，再由page cache立马刷新到磁盘redo.file。

• 该种模式下，只要事务提交成功，redo log记录就一定在硬盘里，不会有住何数据丢失。
  • 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，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理论小于数据库宕机的概率，但是一般既然使用了事务，那么数据的安全相对来说更重要些。

innodb_flush_log_at_trx_commit=2：只先立即刷新到page cache

事务提交时只把redo log buffer 内容写入 page cache，不进行同步而由操作系统自己决定什么时候从page cache同步到磁盘redo.file文件。

• 为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，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。

事务的两阶段提交

事务的两阶段提交是指将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit。

• prepare：redolog写入log buffer，并fsync持久化到磁盘，在redolog事务中记录2PC的XID，在redolog事务打上prepare标识。
• commit：binlog写入log buffer，并fsync持久化到磁盘，在binlog事务中记录2PC的XID，同时在redolog事务打上commit标识

详见bin_log一节：数据库日志篇

其他

细节详见上方文档。
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。
即：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：

redo日志写入log buffer：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。

redo日志组
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8、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：

总共的redo日志文件大小其实就是： innodb_log_file_size × innodb_log_files_in_group
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？当然！所以InnoDB的设计者提出了checkpoint的概念。
checkpoint机制
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。

3 undo log

undo log概述

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 。

如何理解undo log 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：

• 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。
• 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做改动时（这里的改动可以指INSERT、DELETE、UPDATE ），都需要”留一手”，即把回滚时所需的东西记下来。比如：

• 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）。
• 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）。
• 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）。

一句话概览：MySQL把这些为了回滚而记录的这些内容称之为撤销日志或者回滚日志(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也需要持久性的保护。

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用于将数据库物理的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。

• 作用2：MVCC

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，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。

undo的分类
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。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。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。

undo log的存储结构

在MySQL5.6.3之前的版本中，undo log存储在undo tablespace，存放在ibdata1文件里边，在MySQL5.6.3之后的版本中，MySQL支持将undo log tablespace单独剥离出来。
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。
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

回滚段中的数据分类

• 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。
• 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，但是仍受至undo retention参数的保持时间的影响。
• 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期的数据。

note：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所在页申purge线程来判断。

undo log是如何回滚的

背景：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trx_id中。
• DB_ROLL_PTR：回滚指针，本质上就是指向undo log的指针（该值就可以让表找到undo log从而进行回滚。

• 执行insert时：INSERT INTO user (name) VALUES ("tom");

在执行之前会生成一条insert undo log，并且数据的回滚指针会指向它（该undo log的内容是delete from）。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。

• 当执行update时：UPDATE user SET name="Sun" WHERE id=1;

注意点：

• 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。

4 undo log+ redo log的执行案例

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，在一个事务中要update A=3，update B=4

start transaction //1 从磁盘读取A到内存BufferPool //2 将A=1写入到undo log（IO刷盘） //3 更新A = 3 //4 将A=3写入redo log buffer（内存缓存） //5

从磁盘读取数据B到内存BufferPool //6
将B=2写入到undo log（顺序写刷盘） //7 只有undolog刷盘后脏数据才能刷盘 更新B = 4 //8 将B =4写入redo log buffer（内存缓存），server层标记prepare，说明事务准备提交（阶段1->I/O，redo log刷新到磁盘 ） //9 bin.log写盘 事务提交，redo.log在sever层标记commit状态 //101 commit //102

如果中途操作失败，根据undo.log进行回滚

详细生成过程