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MySQL事务日志--redo, undo详解_mysql redo undo

作者：神奇cpp | 2024-06-30 13:42:41

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mysql redo undo

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×××, 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缓冲池buffer pool中才可以访问. 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

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. 当发生宕机且数据为刷到磁盘的时候, 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

2. 特点

redo 日志是顺序写入磁盘的

在执行事物的过程中, 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

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

参数设置： innodb_log_buffer_size ：

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

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, 其中的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

策略对应上图箭头3 ==下图箭头4 只有这步成功实现才真的保证了持久性

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

小结: 为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

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(持久性), 数据绝对不会丢失, 但是效率最差的

小结:

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. 但数值2 肯定是效率更高的

1.7 写入redo log buffer 过程

1. 补充概念：Mini-Transaction

MySQL把对底层页面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：

2. 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. 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:

一个mtr执行过程中可能产生若干条redo日志, 这些redo日志是一个不可分割的组, 所以其实并不是每生成一条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时存到一个地方, 当该mtr结束的时候,将过程中产生的一组redo日志再全部复制到log buffer中. 我们现在假设有两个名为T1, T2的事务, 每个事务都包含2个mtr, 我们给这几个mtr命名一下:

事务T1的两个mtr分别成为mtr_T1_1和mtr_T1_2

事务T2的两个mtr分别成为mtr_T2_1和mtr_T2_2

每个mtr都会产生一组redo日志，用示意图来描述一下这些mtr产生的日志情况：

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. 每当一个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可能是交替下入log buffer的, 画一个示意图(我们把一个mtr中产生的所有redo日志当作一个整体来画):

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, 占用了三个block来存储

1.8 redo log file

1. 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。

2. 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。

1.9 redo log 小结

相信大家都知道redo log 的作用和它的刷盘实际, 存储形式:

InnoDB的更新操作采用的时Write Ahead Log (预先日志持久化)策略, 即先写日志, 再写入磁盘

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 。(上图步骤2)

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。

MySQL把这些为了回滚而记录的这些内容称之为撤销日志和回滚日志(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

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地样子. 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.

比如, 当我们提交一条记录时, 当前页已经满了,因此必须新开辟数据页插入, 当执行回滚时只是删除新记录,不会把新数据页也删掉,因为其他事务也可能在新数据页上写入数据

这是因为再多用户并发系统中, 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的某几条记录, 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

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。

1. 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。

2. 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 。