进阶篇(14) MySQL事务日志

長夜難明
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事务的4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那它们是基于什么机制实现呢？

  • 事务的隔离性由锁机制实现。(下一章讲)
  • 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。

1. redo日志

1.0 前提

InnoDB以页为单位管理存储空间。真正访问页面前，需要把磁盘上的页缓存到内存中的Buffer Pool。所有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)，通过缓冲池优化CPU和磁盘之间的鸿沟，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

缓冲池消除了CPU和磁盘之间的鸿沟，checkpoint机制保证数据的最终落盘，然而由于checkpoint并不是每次变更时触发的，而是master线程隔一段时间去处理。所以最坏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。

而事务持久性的特性指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。

如何保证持久性？简单的做法：事务提交完成前把该事务修改的页面刷新到磁盘，但是这个做法有些问题:

  • 修改量和磁盘工作量不成比例
    有时仅修改了某个页面中的一个字节，但是InnoDB以页为单位来进行磁盘I0的，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， 一个页面默认是16KB大小，1比16K的差距。
  • 随机IO刷新较慢
    事务修改的页面可能并不相邻，这就意味着将修改的Buffer Pool中的页面刷新到磁盘时，需要进行很多的随机I0。

另一个解决思路：没必要在每次提交时把该事务在内存中修改过的页面刷新到磁盘，只需要把记录一下修改了哪些东西。比如，某个事务将10号页面中偏移量为100处的字节的值1改成2。只需记录：将10号页面的偏移量为100处的值更新为 2 。

InnoDB的事务采用了WAL技术(Write-Ahead Logging) ，思想就是先写日志(redo log)，再写磁盘,只有日志写入成功，才算事务提交成功。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。 image.png

1.2 REDO日志的好处、特点

好处

  • 降低了刷盘频率
  • 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

特点

  • redo日志是顺序写入磁盘的

一条语句可能产生若干条REDO日志，顺序IO速度快

  • 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，易失。

服务器启动时向OS申请了一大片连续内存空间。这片内存空间被划分成若干个连续的redo log block， 每个占用512字节大小。

image.png

参数设置：innodb_log_buffer_size： 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，持久。

1.4 redo的整体流程

更新事务为例： image.png

  1. 将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝
  2. 生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录数据被修改后的值
  3. commit时，将buffer中的内容刷新到file，采用追加写的方式
  4. 定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中

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会先写redo log buffer，之后以 一定的频率 刷入到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 刷盘到file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（现代OS为了提高文件写入效率做的一个优化），真正的写入交给系统自己来决定（比如page cache足够大）。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。它支持三种策略：

  • 0：事务提交时不进行刷盘操作。
  • 1(默认值) ：事务提交时都将进行同步，刷盘操作
  • 2：事务提交时都只把 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有一个后台线程，每隔1s把redo log buffer的内容写到paage cache，然后调用刷盘操作。 image.png

也就是说没有提交事务的 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。 image.png

1.6 不同刷盘策略演示

image.png

如果事务执行期间MySQL挂了，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OS宕机的概率理论小于DB宕机的概率，但是一般既然使用了事务,数据安全还是更重要的。

image.png

mysql挂了不会有数据损失，但OS挂了可能有1s的数据损失，这种情况下无法满足ACID的D，但效率是最高的

image.png

1.7 写入redo log buffer 过程

1. 补充概念：Mini-Transaction

MySQL把对底层页面中的原子访问过程称为Mini-Transaction，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。所以每个mtr运行时产生的日志先暂时存到一个地方，当该mtr结束时，将过程中产生的一组redo日志再全部复制到log buffer中。

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 image.png 2. redo 日志写入log buffer image.png 不同的事务可能是并发执行的，所以事务T1、事务T2之间的mtr可能是交替执行的。 image.png 3. redo log block的结构图 image.png

为什么一个block设计为512字节？

机械磁盘默认的扇区就是512字节，如果写入的数据大于512字节，则写入不止一个扇区，这时就要涉及到盘片的转动，找到下一个扇区，假设现在需要写入两个扇区A和B，如果扇区A写入成功，而扇区B写入失败，那么就会出现非原子性的写入，而如果每次只写入和扇区的大小一样的512字节，那么每次的写入都是原子性的。

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./，即MySQL的默认数据目录（var/lib/mysql），其下默认有两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的文件，log buffer中的日志默认情况下刷新到这两个磁盘文件中。

  • innodb_log_files_in_group：指明redo log file的个数，命名方式如：ib_logfile0，... ib_logfilen。默认2个，最多100个。

  • 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。

2. 日志文件组

从0开始写，全部写满了就再从0开始写 image.png

后写入的会覆盖前面的redo日志怎么办？checkpoint

3. checkpoint

  • write pos：记录当前位置，一边写一边后移
  • checkpoint：当前要擦除的位置，也是往后推移

每次刷盘redo log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。

0和3的全部以及一小部分2
image.png

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 小结

image.png

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：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，即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：

  • 1.服务器本身的错误，操作系统错误，甚至是突然断电。
  • 2.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，这个过程就是回滚，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。

即为了回滚而记录的内容

此外，undo log会产生redo log，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 log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undo log是逻辑日志，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。

  • 作用2：MVCC（后续会讲）

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。

show variables like 'innodb_undo_logs';

undo页的重用

事务需要写undo log时，就得去回滚段找一个空闲的位置，有空位时去申请undo页，在页中进行undo log的写入。mysql默认一页的大小是16k。假设你的应用的TPS(每秒处理的事务数目)为1000，那么1s就需要1000个页，大概需要16M的存储，1分钟大概需要1G的存储。除非MySQL清理的非常快，否则磁盘空间会增长的非常快，而且很多空间都是浪费的。

于是undo页就被设计的可以重用了，事务提交时不会立刻删除undo页。undo log在事务提交后会被放到一个链表中，undo页使用空间小于3/4表示可以被重用，其他事务的undo log可以记录在当前undo页的后面。由于undo log是离散的，所以清理对应的磁盘空间时，效率不高。

2. 回滚段与事务

  1. 每个事务只使用一个回滚段，一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务。

  2. 事务开始时会制定一个回滚段，事务进行过程中，当数据被修改时，原始的数据会被复制到回滚段。

  3. 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。

  4. 回滚段存在于undo表空间中，DB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。

    SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_undo_tablespaces';
-- undo log的数量,最少为2，undo log的truncate操作由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。

  5. 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

  1. 未提交的回滚数据：用于实现读一致性，该数据不能被其他事务的数据覆盖。

  2. 已经提交但未过期的回滚数据 ：仍受undo retention参数的保持时间的影响

  3. 事务已经提交并过期的数据：已经过期的数据。当回滚段满了之后，会优先覆盖该数据

事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。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，是否可以删除由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
    在insert操作中产生的undo log。insert操作的记录只对事务本身可见，对其他事务不可见(事务隔离性)，故该undo log可以在事务提交后直接删除。
  • update undo log
    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。

purge线程两个主要作用是:清理undo页和清除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。

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2个数值，分别为A=1和B=2，然后将A修改为3，B修改为4

1. BEGIN;
2. 记录 A = 1到 undo log;
3. update A = 3;
4．记录A=3 到redo log;
5．记录 B=2到undo log;
6. update B = 4;
7．记录B =4到redo log;
8．将redo log刷新到磁盘
9. commit
  • 1-8步骤的任意一步系统宕机，事务未提交，该事务不会对磁盘上的数据做任何影响。
  • 8-9之间宕机，恢复后可选择回滚或提交，因为此时redo log已经持久化。
  • 9之后系统宕机，内存中变更的数据来不及刷回磁盘，系统恢复后，可根据redo log把数据刷回磁盘。

只有Buffer Pool的流程：

image.png

有了Redo Log和Undo Log之后：

image.png

2. 详细生成过程

对于InnoDB，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列:(以前也提过)

  • DB_ROW_ID:若没有显式定义主键,并且表中也没有定义唯一索引，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，就将这个事务的ID写入trx_id。
  • DB_ROLL_PTR:回滚指针，本质上就是指向undo log的指针。

image.png

当我们执行INSERT时：

begin; 
INSERT INTO user (name) VALUES ("tom");

image.png

当我们执行UPDATE时：

UPDATE user name = 'sun' WHERE id=1;

image.png

UPDATE user SET id=2 WHERE id=1;

image.png

对于更新主键的操作，把原来数据的deletemark标识打开(并没有真正删除数据)，真正的删除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，那么要回滚时，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

上面的例子执行rollback：

  1. 通过undo no=3的日志把id=2的数据删除
  2. 通过undo no=2的日志把id=1的数据的deletemark还原成0
  3. 通过undo no=1的日志把id=1的数据的name还原成Tom
  4. 通过undo no=0的日志把id=1的数据删除

3. UNDO 与 REDO

有的人或许会认为 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并且都是存储引擎层生成的日志，但是:

  • redo log: 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'zz'数据。主要为了保证数据的可靠性;
  • undo log:是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和一致性非锁定读(undo log回滚行记录到某种特定的版本--MVCC)。
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