高级篇(day10)-MySQL事务

花粥之间
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MySQL事务

1、数据库事务概述

事务是数据库区别于文件系统的重要特性之一， 当我们有了事务就会让数据库始终保持一致性，同时我们还能通过事务的机制恢复到某个时间点，这样可以保证已提交到数据库的修改不会因为系统崩溃而丢失。

1.1、存储引擎支持情况

SHOW ENGINES 命令来查看当前 MySQL 支持的存储引擎都有哪些，以及这些存储引擎是否支持事务。

image.png

能看出在 MySQL 中，只有InnoDB 是支持事务的。

1.2、基本概念

事务：一组逻辑操作单元，使数据从一种状态变换到另一种状态。

事务处理的原则：保证所有事务都作为一个工作单元来执行，即使出现了故障，都不能改变这种执行方式。当在一个事务中执行多个操作时，要么所有的事务都被提交(commit)，那么这些修改就永久地保存下来；要么数据库管理系统将放弃所作的所有修改，整个事务回滚(rollback)到最初状态。

#案例: AA用户给BB用户转账100
update account set money = money - 100 where name ='AA';
update account set money = money + 100 where name ='BB';

如上就是一组事务，必须保证一起执行才能完成一个转账操作，如果在AA给BB转账后出现一些错误，则必须回滚到原来最初的状态。

1.3、事务的ACID特性

原子性（atomicity）：

原子性是指事务是一个不可分割的工作单位，要么全部提交，要么全部失败回滚。

一致性（consistency）：

（国内很多网站上对一致性的阐述有误，具体你可以参考 Wikipedia 对Consistency的阐述）

根据定义，一致性是指事务执行前后，数据从一个合法性状态变换到另外一个合法性状态。这种状态是语义上的而不是语法上的，跟具体的业务有关。

那什么是合法的数据状态呢？满足预定的约束的状态就叫做合法的状态。通俗一点，这状态是由你自己来定义的（比如满足现实世界中的约束）。满足这个状态，数据就是一致的，不满足这个状态，数据就是不一致的！如果事务中的某个操作失败了，系统就会自动撤销当前正在执行的事务，返回到事务操作之前的状态。

隔离型（isolation）：

事务的隔离性是指一个事务的执行不能被其他事务干扰 ，即一个事务内部的操作及使用的数据对 并发 的 其他事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。

如果无法保证隔离性会怎么样？假设A账户有200元，B账户0元。A账户往B账户转账两次，每次金额为50 元，分别在两个事务中执行。如果无法保证隔离性，会出现下面的情形：

UPDATE accounts SET money = money - 50 WHERE NAME = 'AA';

UPDATE accounts SET money = money + 50 WHERE NAME = 'BB';

image.png

持久性（durability）：

持久性是指一个事务一旦被提交，它对数据库中数据的改变就是永久性的 ，接下来的其他操作和数据库 故障不应该对其有任何影响。

持久性是通过 事务日志 来保证的。日志包括了 重做日志 和 回滚日志 。当我们通过事务对数据进行修改 的时候，首先会将数据库的变化信息记录到重做日志中，然后再对数据库中对应的行进行修改。这样做的好处是，即使数据库系统崩溃，数据库重启后也能找到没有更新到数据库系统中的重做日志，重新执行，从而使事务具有持久性。

1.5、小总结

ACID是事务的四大特性，在这四个特性中，原子性是基础，隔离性是手段，一致性是约束条件， 而持久性是我们的目的。

数据库事务，其实就是数据库设计者为了方便起见，把需要保证原子性、隔离性、一致性 和持久性的一个或多个数据库操作称为一个事务。

1.6、事务的状态

我们现在知道事务是一个抽象的概念，它其实对应着一个或多个数据库操作，MySQL根据这些操作所执行的不同阶段把事务大致划分成几个状态：

活动的（active）

事务对应的数据库操作正在执行过程中时，我们就说该事务处在活动的 状态。

部分提交的（partially committed）

当事务中的最后一个操作执行完成，但由于操作都在内存中执行，所造成的影响并没有刷新到磁盘时，我们就说该事务处在部分提交的状态。

失败的（failed）

当事务处在活动的或者部分提交的状态时，可能遇到了某些错误（数据库自身的错误、操作系统 错误或者直接断电等）而无法继续执行，或者人为的停止当前事务的执行，我们就说该事务处在失败的状态。

中止的（aborted）

如果事务执行了一部分而变为失败的状态，那么就需要把已经修改的事务中的操作还原到事务执行前的状态。换句话说，就是要撤销失败事务对当前数据库造成的影响。我们把这个撤销的过程称之为回滚。当回滚操作执行完毕时，也就是数据库恢复到了执行事务之前的状态，我们就说该事务处在了中止的状态。

举例：

UPDATE accounts SET money = money - 50 WHERE NAME = 'AA';
UPDATE accounts SET money = money + 50 WHERE NAME = 'BB';

提交的（committed）

当一个处在部分提交的状态的事务将修改过的数据都 同步到磁盘上之后，我们就可以说该事务处在了提交的状态。

一个基本的状态转换图如下所示：

image.png

2、如何使用事务

使用事务有两种方式，分别为显式事务和隐式事务 。

2.1、显式事务

步骤1： START TRANSACTION 或者 BEGIN ，作用是显式开启一个事务。

mysql> BEGIN;
#或者
mysql> START TRANSACTION;

START TRANSACTION 语句相较于 BEGIN 特别之处在于，后边能跟随几个修饰符 ：

  • READ ONLY：标识当前事务是一个只读事务，也就是属于该事务的数据库操作只能读取数据，而不能修改数据。
  • READ WRITE：标识当前事务是一个读写事务，也就是属于该事务的数据库操作既可以读取数据，也可以修改数据。
  • WITH CONSISTENT SNAPSHOT：启动一致性读。

步骤2：一系列事务中的操作（主要是一些列DML操作，不含DDL）

步骤3：提交事务 或 中止事务（即回滚事务）

# 提交事务。当提交事务后，对数据库的修改是永久性的。
mysql> COMMIT;

# 将事务回滚到某个保存点。默认回滚到最近的一次commit之后
mysql> ROLLBACK TO [SAVEPOINT]

2.2、隐式事务

MySQL中有一个系统变量 autocommit ： 默认是打开的，即每一个DML操作默认都是自动提交的，每一个DML操作都是一个独立的事务，这显然是不行的。

mysql> SHOW VARIABLES LIKE 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.01 sec)

当然，如果我们想关闭这种自动提交的功能，可以使用下边两种方法之一

  • 显式的的使用 START TRANSACTION 或者 BEGIN 语句开启一个事务。这样在本次事务提交或者回滚前会暂时关闭掉自动提交的功能。

  • 把系统变量 autocommit 的值设置为 OFF ，就像这样：

    SET autocommit = OFF;
#或
SET autocommit = 0;

隐式事务步骤

SET autocommit = false; #对DML操作有效，DDL操作无效

DML操作

commit或rollback;

两者之间的关系：

我们在autocommit为true的情况下，使用START TRANSACTION 或者 BEGIN 语句开启一个事务，那么DML操作就不会自动提交数据了，即

START TRANSACTION;

DML操作

commit或rollback;

2.3、隐式提交数据的情况

  • 数据定义语言（Data definition language，缩写为：DDL）：自动提交
  • 隐式使用或修改mysql数据库中的表
  • 事务控制或关于锁定的语句
    • 当我们在一个事务还没提交或者回滚时就又使用 START TRANSACTION 或者 BEGIN 语句开启了 另一个事务时，会隐式的提交上一个事务。
    • 当前的 autocommit 系统变量的值为 OFF ，我们手动把它调为 ON 时，也会隐式的提交前边语句所属的事务
    • 使用 LOCK TABLES、UNLOCK TABLES 等关于锁定的语句也会隐式的提交前边语句所属的事务。
  • 加载数据的语句
  • 关于MySQL复制的一些语句
  • 其它的一些语句

2.4、使用举例：提交与回滚

我们看下在 MySQL 的默认状态(SET autocommit = true;)下，下面这个事务最后的处理结果是什么。

情况1：

CREATE TABLE user(name varchar(20), PRIMARY KEY (name)) ENGINE=InnoDB;

BEGIN;
INSERT INTO user values('张三'); #因为BEGIN的原因，所以不会自动提交数据，必须执行这个语句才会提交数据
COMMIT; #提交事务，数据就持久化了，于是磁盘中才会有'张三'了

BEGIN; #开启一个新的事务
INSERT INTO user values('李四');
INSERT INTO user values('李四'); #受主键影响，不能添加重复数据，报错，处于失败状态
ROLLBACK; #事务回滚，回滚到最近一次commit之后

SELECT * FROM user;

运行结果（1 行数据）：

mysql> select * from user;
+--------+
| name |
+--------+
| 张三 |
+--------+
1 行于数据集 (0.01 秒)

情况2：

CREATE TABLE user (name varchar(20), PRIMARY KEY (name)) ENGINE=InnoDB;

BEGIN;
INSERT INTO user values('张三');
COMMIT;

INSERT INTO user values('李四');
INSERT INTO user values('李四'); #受主键影响，不能添加重复数据，报错，处于失败状态
ROLLBACK;

运行结果（2 行数据）：

mysql> SELECT * FROM user;
+--------+
| name |
+--------+
| 张三 |
| 李四 |
+--------+
2 行于数据集 (0.01 秒)

原因：第二个事务没有Begin，所以在第一个事务commit提交之后，第二个事务会在默认情况(autocommit = true)下自动提交数据，所以会出现"李四"，李四也持久化了

情况3：

CREATE TABLE user(name varchar(255), PRIMARY KEY (name)) ENGINE=InnoDB;

SET @@completion_type = 1;
BEGIN;
INSERT INTO user SELECT '张三';
COMMIT;

INSERT INTO user SELECT '李四'; #设置了completion_type = 1，没有commit，不生效，不会持久化
INSERT INTO user SELECT '李四';  
ROLLBACK;

SELECT * FROM user;

运行结果（1 行数据）：

mysql> SELECT * FROM user;
+--------+
| name |
+--------+
| 张三 |
+--------+
1 行于数据集 (0.01 秒

你能看到相同的SQL代码,只是在事务开始之前设置了SET @@completion_type = 1; ，结果就和我们第一次处理的一样，只有一个“张三”。这是为什么呢?

这里我讲解下MySQL中completion_type 参数的作用，实际上这个参数有3种可能:

  1. completion=0, 这是默认情况。当我们执行COMMIT的时候会提交事务，在执行下一个事务时，还需要使用START TRANSACTION 或者BEGIN来开启。
  2. completion=1 ，这种情况下，当我们提交事务后,相当于执行了COMMIT AND CHAIN，也就是开启一个链式事务，即当我们提交事务之后会开启一个相同隔离级别的事务。
  3. completion=2 ，这种情况下、COMMIT=COMIT AND RELEASE‘，也就是当我们提交后，会自动与服务器断开连接。
  • 当我们设置 autocommit=0 时，不论是否采用 START TRANSACTION 或者 BEGIN 的方式来开启事务，都需要用 COMMIT 进行提交，让事务生效，使用 ROLLBACK 对事务进行回滚。
  • 当我们设置 autocommit=1 时，每条 SQL 语句都会自动进行提交。不过这时，如果你采用 START TRANSACTION 或者 BEGIN 的方式来显式地开启事务，那么这个事务只有在 COMMIT 时才会生效， 在 ROLLBACK 时才会回滚。

3、事务隔离级别

MySQL是一个 客户端／服务器 架构的软件，对于同一个服务器来说，可以有若干个客户端与之连接，每个客户端与服务器连接上之后，就可以称为一个会话（Session）。每个客户端都可以在自己的会话中 向服务器发出请求语句，一个请求语句可能是某个事务的一部分，也就是对于服务器来说可能同时处理多个事务。事务有 隔离性 的特性，理论上在某个事务对某个数据进行访问时，其他事务应该进行排队，当该事务提交之后，其他事务才可以继续访问这个数据。但是这样对性能影响太大，我们既想保持事务的隔离性，又想让服务器在处理访问同一数据的多个事务时性能尽量高些，那就看事务的并发和隔离问题二者如何权衡取舍了。

3.1、数据准备

我们需要创建一个表：

CREATE TABLE student (
    studentno INT,
    name VARCHAR(20),
    class varchar(20),
    PRIMARY KEY (studentno)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

然后向这个表里插入一条数据：

INSERT INTO student VALUES(1, '小谷', '1班');

现在表里的数据就是这样的：

mysql> select * from student;
+-----------+--------+-------+
| studentno | name | class |
+-----------+--------+-------+
| 1         | 小谷  | 1班   |
+-----------+--------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

3.2、数据并发问题

针对事务的隔离性和并发性，我们怎么做取舍呢？先看一下访问相同数据的事务在不保证串行执行（也就是执行完一个再执行另一个）的情况下可能会出现哪些问题： 【开启两个终端，即两个会话进行演示】

1、脏写（Dirty Write）

对于两个事务 Session A、Session B，如果事务Session A 修改了另一个未提交的事务Session B 修改过的数据，那就意味着发生了脏写

发生时间编号Session ASession B
1BEGIN
2BEGIN
3
4UPDATE student SET name='张三’WHERE studentno =1 ;UPDATE student SET name='李四' WHERE studentno= 1;
5COMMIT
6ROLLBACK

Session A和Session B各开启了一个事务，Session B中的事务先将studentno列为1的记录的name列更新为李四，然后Session A中的事务接着又把这条studentno列为1的记录的name列更新为张三，并进行了commit提交。如果之后Session B中的事务进行了回滚，回滚到了Session B中的事务最初的状态，那么Session A中的更新也将不复存在，这种现象就称之为脏写。

这时Session A中的事务就没有效果了，明明把数据更新了，最后也提交事务了，最后看到的数据什么变化也没有。这里大家对事务的隔离级比较了解的话，会发现默认隔离级别下，上面SessionA中的更新语句会处于等待状态，这里只是跟大家说明一下会出现这样现象。

2、脏读（Dirty Read）

对于两个事务Session A、Session B，Session A读取了已经被Session B 更新但还没有被提交的字段。之后若 Session B 回滚，Session A读取的内容就是临时且无效的。

发生时间编号Session ASession B
1BEGIN
2BEGIN
3UPDATE student SET name='张三’ WHERE studentno =1 ;
4SELECT * FROM student WHERE studentno = 1;(如果读到列name的值为张三，则意味着发生了脏读)
5COMMIT
6ROLLBACK

Session A和Session B各开启了一个事务，Session B中的事务先将studentno列为1的记录的name列更新 为'张三'，然后Session A中的事务再去查询这条studentno为1的记录，如果读到列name的值为'张三'，而 Session B中的事务稍后进行了回滚，那么Session A中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象 就称之为 脏读 。

3. 不可重复读（ Non-Repeatable Read ）

对于两个事务Session A、Session B，Session A 读取 了一个字段，然后 Session B 更新 了该字段。 之后 Session A 再次读取 同一个字段， 值就不同 了。那就意味着发生了不可重复读。

发生时间编号Session ASession B
1BEGIN
2SELECT * FROM student WHERE studentno=1;(此时读到的列name的值为王五)
3UPDATE student SET name='张三'WHERE studentno =1 ;
4SELECT * FROM student WHERE studentno = 1;(如果读到列name的值为张三，则意味着发生了不可重复)
5UPDATE student SET name='李四'WHERE studentno =1 ;
6SELECT * FROM student WHERE studentno = 1;(如果读到列name的值为李四，则意味着发生了不可重复读)ROLLBACK

我们在Session B中提交了几个 隐式事务 （注意是隐式事务，意味着语句结束事务就提交了），这些事务 都修改了studentno列为1的记录的列name的值，每次事务提交之后，如果Session A中的事务都可以查看 到最新的值，这种现象也被称之为 不可重复读 。

这种问题是可以接受的

4. 幻读（ Phantom ）

image.png

对于两个事务Session A、Session B, Session A 从一个表中 读取 了一个字段, 然后 Session B 在该表中 插 入 了一些新的行。 之后, 如果 Session A 再次读取 同一个表, 就会多出几行。那就意味着发生了幻读。

Session A中的事务先根据条件 studentno > 0这个条件查询表student，得到了name列值为'张三'的记录； 之后Session B中提交了一个 隐式事务 ，该事务向表student中插入了一条新记录；之后Session A中的事务 再根据相同的条件 studentno > 0查询表student，得到的结果集中包含Session B中的事务新插入的那条记 录，这种现象也被称之为 幻读 。我们把新插入的那些记录称之为 幻影记录 。

也是可以接受的，但是也是一个问题

注意1:

那如果Session B中删除了-些符合studentno > 0 的记录而不是插入新记录，那Session A之后再根据studentno > 0的条件读取的记录变少了，这种现象算不算幻读呢?这种现象不属于幻读，幻读强调的是一个事务按照某个相同条件多次读取记录时，后读取时读到了之前没有读到的记录。

注意2:

那对于先前已经读到的记录，之后又读取不到这种情况，算啥呢?这相当于对每一条记录都发生了不可重复读的 现象。幻读只是重点强调了读取到了之前读取没有获取到的记录。

3.3、SQL中的四种隔离级别

上面介绍了几种并发事务执行过程中可能遇到的一些问题，这些问题有轻重缓急之分，我们给这些问题 按照严重性来排一下序：

脏写 > 脏读 > 不可重复读 > 幻读

我们愿意舍弃一部分隔离性来换取一部分性能在这里就体现在：设立一些隔离级别，隔离级别越低，并发问题发生的就越多。SQL标准中设立了4个隔离级别 ：

  • READ UNCOMMITTED ：读未提交，在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。不能避免脏读、不可重复读、幻读。
  • READ COMMITTED ：读已提交，它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。可以避免脏读，但不可重复读、幻读问题仍然存在。
  • REPEATABLE READ ：可重复读，事务A在读到一条数据之后，此时事务B对该数据进行了修改并提交，那么事务A再读该数据，读到的还是原来的内容。可以避免脏读、不可重复读，但幻读问题仍然存在。这是MySQL的默认隔离级别。
  • SERIALIZABLE ：可串行化，确保事务可以从一个表中读取相同的行。在这个事务持续期间，禁止其他事务对该表执行插入、更新和删除操作。所有的并发问题都可以避免，但性能十分低下。能避免脏读、不可重复读和幻读。

SQL标准中规定，针对不同的隔离级别，并发事务可以发生不同严重程度的问题，具体情况如下：

image.png

脏写 怎么没涉及到？因为脏写这个问题太严重了，不论是哪种隔离级别，都不允许脏写的情况发生。不同的隔离级别有不同的现象，并有不同的锁和并发机制，隔离级别越高，数据库的并发性能就越差，4 种事务隔离级别与并发性能的关系如下：

image.png

3.4、MySQL支持的四种隔离级别

MySQL的默认隔离级别为REPEATABLE READ，我们可以手动修改一下事务的隔离级别。

# 查看隔离级别，MySQL 5.7.20的版本之前：
mysql> SHOW VARIABLES LIKE 'tx_isolation';
+---------------+-----------------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-----------------+
| tx_isolation | REPEATABLE-READ |
+---------------+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)

# MySQL 5.7.20版本之后，引入transaction_isolation来替换tx_isolation
# 查看隔离级别，MySQL 5.7.20的版本及之后：
mysql> SHOW VARIABLES LIKE 'transaction_isolation';
+-----------------------+-----------------+
| Variable_name | Value |
+-----------------------+-----------------+

3.5、如何设置事务的隔离级别

通过下面的语句修改事务的隔离级别：

SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL 隔离级别;
#其中，隔离级别格式：
> READ UNCOMMITTED
> READ COMMITTED
> REPEATABLE READ
> SERIALIZABLE

或者：

SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION_ISOLATION = '隔离级别'
#其中，隔离级别格式：
> READ-UNCOMMITTED
> READ-COMMITTED
> REPEATABLE-READ
> SERIALIZABLE

关于设置时使用GLOBAL或SESSION的影响：

  • 使用 GLOBAL 关键字（在全局范围影响）：
SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
#或
SET GLOBAL TRANSACTION_ISOLATION = 'SERIALIZABLE';

则：

  • 当前已经存在的会话无效
  • 只对执行完该语句之后产生的会话起作用

使用 SESSION 关键字（在会话范围影响）：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
#或
SET SESSION TRANSACTION_ISOLATION = 'SERIALIZABLE';

则：

  • 对当前会话的所有后续的事务有效
  • 如果在事务之间执行，则对后续的事务有效
  • 该语句可以在已经开启的事务中间执行，但不会影响当前正在执行的事务

小结：

数据库规定了多种事务隔离级别，不同隔离级别对应不同的干扰程度，隔离级别越高，数据一致性就越好，但并发性越弱。

3.6、不同隔离级别举例

演示1. 读未提交之脏读：设置隔离级别为未提交读：

image.png

情况2：事务1和事务2的执行流程如下：

image.png

演示2：读已提交

image.png

设置隔离级别为可重复读，事务的执行流程如下：

image.png

演示4：幻读

image.png

4、事务的常见分类

从事务理论的角度来看，可以把事务分为以下几种类型：

  • 扁平事务（Flat Transactions）
  • 带有保存点的扁平事务（Flat Transactions with Savepoints）
  • 链事务（Chained Transactions）
  • 嵌套事务（Nested Transactions）
  • 分布式事务（Distributed Transactions)

5、MySQL事务日志

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。

5.1、redo日志

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

image.png

1.2 REDO日志的好处、特点

  1. 好处
  2. redo日志降低了刷盘频率 2. redo日志占用的空间非常小
  3. 特点
  4. redo日志是顺序写入磁盘的
  5. 事务执行过程中，redo log不断记录

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。

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。

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：

image.png

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。

image.png

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。

1.6 不同刷盘策略演示

image.png

5.2、undo日志

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