第14章_MySQL事务日志

程序员Leo

发布于 2023-08-02 16:00:46

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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。
而事务的原子性、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。
undo 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)。

# 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。

# 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，我们又知道一个默认页面时 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。

# 1.2 REDO 日志的好处、特点

# 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。

# 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 ，也就是使用顺序 ID，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。

# 1.3 redo 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。

在服务器启动时就会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为若干个连续的 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。

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

# 1.4 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。

# 1.5 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）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
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。

也就是说，一个没有提交事务的 redo log 记录，也可能会刷盘。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。

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。

# 1.6 不同刷盘策略演示

# 1. 流程图

# 2. 举例

比较 innodb_flush_log_at_trx_commit 对事务的影响。

CREATE TABLE test_load(
a INT,
b CHAR(80)
)ENGINE=INNODB;

DELIMITER//
CREATE PROCEDURE p_load(COUNT INT UNSIGNED)
BEGIN
DECLARE s INT UNSIGNED DEFAULT 1;
DECLARE c CHAR(80) DEFAULT REPEAT('a',80);
WHILE s<=COUNT DO
INSERT INTO test_load SELECT NULL, c;
COMMIT;
SET s=s+1;
END WHILE;
END //
DELIMITER;

mysql> CALL p_load(30000);
Query OK, 0 rows affected(1 min 23 sec)

1 min 23 sec 的时间显然是不能接受的。而造成时间比较长的原因就在于 fsync 操作所需要的时间。

修改参数 innodb_flush_log_at_trx_commit，设置为 0：

mysql> set global innodb_flush_log_at_trx_commit = 0;

mysql> CALL p_load(30000);
Query OK, 0 rows affected(38 sec)

修改参数 innodb_flush_log_at_trx_commit，设置为 2：

mysql> set global innodb_flush_log_at_trx_commit = 2;

mysql> CALL p_load(30000);
Query OK, 0 rows affected(46 sec)

# 1.7 写入 redo log buffer 过程

# 1. 补充概念：Mini-Transaction

MySQL 把对底层页面中的一次原子访问过程称之为一个 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 日志可以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：

# 2. redo 日志写入 log buffer

不同的事务可能是 并发 执行的，所以 T1 、 T2 之间的 mtr 可能是 交替执行 的。没当一个 mtr 执行完成时，伴随该 mtr 生成的一组 redo 日志就需要被复制到 log buffer 中，也就是说不同事务的 mtr 可能是交替写入 log buffer 的，我们画个示意图（为了美观，我们把一个 mtr 中产生的所有 redo 日志当做一个整体来画）：

有的 mtr 产生的 redo 日志量非常大，比如 mtr_t1_2 产生的 redo 日志占用空间比较大，占用了 3 个 block 来存储。

# 3. redo log block 的结构图

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 真正能存储的数据是 512-12-8=492 字节。

真正的 redo 日志都是存储到占用 496 字节大小的 log block body 中，图中的 log block header 和 log block trailer 存储的是一些管理信息。我们来看看这些所谓 管理信息 都有什么。

# 1.8 redo log file

# 1. 相关参数设置

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_logfile0 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。此 redo 日志文件位置还可以修改。

innodb_log_files_in_group ：指明 redo log file 的个数，命名方式如：ib_logfile0，iblogfile1… iblogfilen。默认 2 个，最大 100 个。

mysql> show variables like 'innodb_log_files_in_group';
+---------------------------+-------+
| Variable_name             | Value |
+---------------------------+-------+
| innodb_log_files_in_group | 2     |
+---------------------------+-------+
#ib_logfile0
#ib_logfile1

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

innodb_log_file_size ：单个 redo log 文件设置大小，默认值为 48M 。最大值为 512G，注意最大值指的是整个 redo log 系列文件之和，即（innodb_log_files_in_group * innodb_log_file_size ）不能大于最大值 512G。

mysql> show variables like 'innodb_log_file_size';
+----------------------+----------+
| Variable_name        | Value    |
+----------------------+----------+
| innodb_log_file_size | 50331648 |
+----------------------+----------+

根据业务修改其大小，以便容纳较大的事务。编辑 my.cnf 文件并重启数据库生效，如下所示

[root@localhost ~]# vim /etc/my.cnf
innodb_log_file_size=200M

在数据库实例更新比较频繁的情况下，可以适当加大 redo log 数组和大小。但也不推荐 redo log 设置过大，在 MySQL 崩溃时会重新执行 REDO 日志中的记录。

# 2. 日志文件组

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。

# 3. checkpoint

在整个日志文件组中还有两个重要的属性，分别是 write 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 check point 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。

# 1.9 redo log 小结

# 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。

# 2.2 Undo 日志的作用

作用 1：回滚数据

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，若该记录以及被其他事务占用，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。

# 2.3 undo 的存储结构

# 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   |
+------------------+-------+

# 2. 回滚段与事务

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。

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。

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。

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     |
+-------------------------+-------+
# 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。

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

# 3. 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，但是仍受到 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，就优先覆盖 “事务已经提交并过期的数据 "。

事务提交后不能马上删除 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 以 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 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 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。

# 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

假设有两个数值，分别为 A=1 和 B=2，然后将 A 修改为 3，B 修改为 4

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。

# 2. 详细生成过程

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 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：

对应更新的操作会产生 update undo log，并且会分更新主键和不更新主键的，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 1，并且新的 undo log 会指向老的 undo log（undo no=0）。

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 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。

# 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：

通过 undo no=3 的日志把 id=2 的数据删除
通过 undo no=2 的日志把 id=1 的数据的 deletemark 还原成 0
通过 undo no=1 的日志把 id=1 的数据的 name 还原成 Tom
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 清理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，真正的删除工作需要后台 purge 线程去完成。