MySQL中的redo log和undo log

MySQL日志系统中最重要的日志为重做日志redo log归档日志bin log,后者为MySQL Server层的日志,前者为InnoDB存储引擎层的日志。

1 重做日志redo log

1.1 什么是redo log

redo log用于保证事务的持久性,即ACID中的D。

持久性: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,接下来即使数据库发生故障也不应该对其有任何影响。

redo log有两种类型,分别为物理重做日志和逻辑重做日志。在InnoDB中redo log大多数情况下是一个物理日志,记录数据页面的物理变化(实际的数据值)。

1.2 redo log的功能

redo log的主要功能是用于数据库崩溃时的数据恢复。

1.3 redo log的组成

redo log可以分为以下两部分

  • 存储在内存中的重做日志缓冲区
  • 存储在磁盘上的重做日志文件

1.4 记录redo log的时机

  • 完成数据的修改之后,脏页刷入磁盘之前写入重做日志缓冲区。即先修改,再写入。

    脏页:内存中与磁盘上不一致的数据(并不是坏的!)

  • 在以下情况下,redo log由重做日志缓冲区写入磁盘上的重做日志文件。

    • redo log buffer的日志占据redo log buffer总容量的一半时,将redo log写入磁盘。
    • 一个事务提交时,他的redo log都刷入磁盘,这样可以保证数据绝不丢失(最常见的情况)。注意这时内存中的脏页可能尚未全部写入磁盘。
    • 后台线程定时刷新,有一个后台线程每过一秒就将redo log写入磁盘。
    • MySQL关闭时,redo log都被写入磁盘。

    第一种情况和第四种情况一定会执行redo log的写入,第二种情况和第三种情况的执行要根据参数innodb_flush_log_at_trx_commit的设定值,在下文会有详细描述。

  • 索引的创建也需要记录redo log。

1.5 一个重做全过程的示例

以更新事务为例。

  1. 将原始数据读入内存,修改数据的内存副本。
  2. 生成redo log并写入重做日志缓冲区,redo log中存储的是修改后的新值。
  3. 事务提交时,将重做日志缓冲区中的内容刷新到重做日志文件。
  4. 随后正常将内存中的脏页刷回磁盘。

1.6 持久性的保证

1.6.1 Force Log at Commit机制

Force Log at Commit机制实现了事务的持久性。在内存中操作时,日志被写入重做日志缓冲区。但在事务提交之前,必须首先将所有日志写入磁盘上的重做日志文件。

为了确保每个日志都写入重做日志文件,必须使用一个fsync系统调用,确保OS buffer中的日志被完整地写入磁盘上的log file。

fsync系统调用:需要你在入参的位置上传递给他一个fd,然后系统调用就会对这个fd指向的文件起作用。fsync会确保一直到写磁盘操作结束才会返回,所以当你的程序使用这个函数并且它成功返回时,就说明数据肯定已经安全的落盘了。所以fsync适合数据库这种程序。

1.6.2 innodb_flush_log_at_trx_commit参数

InnoDB提供了一个参数innodb_flush_log_at_trx_commit控制日志刷新到磁盘的策略。

  • innodb_flush_log_at_trx_commit值为1时(默认)。事务每次提交都必须将log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()写入磁盘中。

    • 这种方式即使系统崩溃也不会丢失任何数据,但是因为每次提交都写入磁盘,IO性能较差。
  • innodb_flush_log_at_trx_commit值为0时。事务提交时不将log buffer写入到os buffer,而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到log file on disk中。
    • 这实际上相当于在内存中维护了一个用户设计的缓冲区,它减少了和os buffer之间的数据传输,有更好的性能。
    • 每秒写入磁盘,系统崩溃会丢失1s的数据。
  • innodb_flush_log_at_trx_commit值为2时。每次提交都仅写入os buffer,然后每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到log file on disk中。
    • 虽然说我们是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到log file on disk中,但是平时即使不调用fsync,数据也会2自主地逐渐进入磁盘。所以当发生系统崩溃,相比第二种情况,会丢失较少的数据。
    • 但同时,由于每次提交都写入os buffer,所以相比第二种情况,性能会差一些,但还是比第一种好的。
  • 无论是哪种情况

1.6.3 一个小的性能测试

几个选项之间的性能差距是极大的,下面做一个简单的测试。

#创建测试表
drop table if exists test_flush_log;
create table test_flush_log(id int,name char(50))engine=innodb; #创建插入指定行数的记录到测试表中的存储过程
drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
declare s int default 1;
declare c char(50) default repeat('a',50);
while s<=i do
start transaction;
insert into test_flush_log values(null,c);
commit;
set s=s+1;
end while;
end$$
delimiter ;

下面均插入十万条记录。

Ⅰ 当innodb_flush_log_at_trx_commit值为1时

test> call proc(100000)
[2021-07-25 13:22:02] completed in 27 s 350 ms

需要长达27.35s。

Ⅱ 当innodb_flush_log_at_trx_commit值为2时

test> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=2;
test> truncate test_flush_log; test> call proc(100000)
[2021-07-25 13:27:33] completed in 5 s 774 ms

只需5.774s,性能大大提升。

Ⅲ 当innodb_flush_log_at_trx_commit值为0时

test> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=0;
test> truncate test_flush_log; test> call proc(100000)
[2021-07-25 13:30:34] completed in 3 s 537 ms

只需3.537s,性能更高。

显然,innodb_flush_log_at_trx_commit值为1时性能差得非常明显,改为0和2后性能都有大幅提升,其中0更快但相比2提升不大。

虽然改为0和2可以大幅提升性能,但会严重影响安全性。我们可以通过修改存储过程,将事务的创建和提交放到循环外,统一提交,减少了IO频率。

drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
declare s int default 1;
declare c char(50) default repeat('a',50);
start transaction;
while s<=i DO
insert into test_flush_log values(null,c);
set s=s+1;
end while;
commit;
end$$
delimiter ;
1.6.4 迷你事务mini-transaction

mini-trasaction是InnoDB处理小型事务时使用的一种机制,它可以确保并发事务操作和数据库异常发生时,数据页中的数据一致性。

迷你事务必须遵循下面三个协议:

  • FIX规则。写时必须使用独占锁,读时必须使用共享锁。反正就是要锁住。

  • 预写日志。预写日志即WAL,Write-Ahead Log。持久化数据之前,必须先持久化内存中的日志。每个页面都有一个LSN(日志序列号)。在将数据写入磁盘前,要先将内存中序列号小于LSN的日志写入磁盘。WAL提供三种持久化模式

    • 最严格的是full-sync,fsync保证在返回之前将记录刷新到磁盘,最大化了数据的安全性。

  • 第二个级别是write-only,保证记录写入操作系统。这允许数据在进程级别的崩溃后幸存。

  • 最不严格的是no-sync,将记录保存在内存缓冲区中,不保证立即写入文件系统。

  • 强制日志再提交。即Force-log-at-commit,它要求提交事务时必须把所有迷你事务日志刷新到磁盘。

1.7 写redo log的过程

如上图,展示了redo log是如何被写入log buffer的。每个mini-trasaction对应于每个DML操作,例如更新语句等。

  • 每个数据修改后被写入迷你事务私有缓冲区。
  • 当更新语句完成,redo log从迷你事务私有缓冲区被写入内存中的公共日志缓冲区。
  • 提交外部事务时,会将重做日志缓冲区刷入重做日志文件。

1.8 日志块 log block

redo log以块为单位进行存储,每个块大小为512字节。无论是在内存重做日志缓冲区、操作系统缓冲区还是重做日志文件中,都是以这样的512字节大小的块进行存储的。

每个日志块头由以下四个部分组成

  • log_block_hdr_no:(4字节)该日志块在redo log buffer中的位置ID。
  • log_block_hdr_data_len:(2字节)该log block中已记录的log大小。写满该log block时为0x200,表示512字节。
  • log_block_first_rec_group:(2字节)该log block中第一个log的开始偏移位置。
  • lock_block_checkpoint_no:(4字节)写入检查点信息的位置。

1.9 log group

log group代表redo log的分组,由多个大小相同的redo log file组成。由一个参数innodb_log_files_group决定,默认为2。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗img-qAyaSeL3543740G:61311akw89MySQL[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-h01w68EG-1627284031849)(G:\markdown\MySQL\image-20210726131134489.png)].png)]

这个group是逻辑上的概念,但可以通过变量 innodb_log_group_home_dir 来定义组的目录,redo log file都放在这个目录下,默认是在datadir下。

2 撤销日志undo log

2.1 关于undo log

  • undo log存在的意义是确保数据库事务的原子性。

    原子性是指事务是一个不可分割的工作单位,事务中的操作要么都发生,要么都不发生。

  • redo log记录了事务的行为,可以很好地保证一致性,对数据进行“重做”操作。但事务有时还需要进行“回滚”操作,这时就需要undo log。当我们对记录做了变更操作的时候就需要产生undo log,其中记录的是老版本的数据,当旧事务需要读取数据时,可以顺着undo链找到满足其可见性地记录。

  • undo log通常以逻辑日志的形式存在。我们可以认为当delete一条记录时,undo log会产生一条对应的insert记录,反之亦然。当update一条记录时,会产生一条相反的update记录。

  • undo log采用段segment的方式来记录,每个undo操作在记录的时候占用一个undo log segment。

  • undo log也会产生redo log,因为undo log也要实现持久性保护。

2.2 undo log segment

为了保证事务并发操作时,写各自的undo log时不发生冲突,nnodb用段的方式管理undo log。rollback segment称为回滚段,每个回滚段中有1024个undo log segment。MySQL5.5以后的版本支持128个rollback segment,就可以存储128*1024个操作,还可以通过innodb_undo_logs参数定义盯梢个rollback segment。

2.3 purge

在聚集索引列的操作中,MySQL是这样设计的。对一条delete语句

delete from t where a = 1

假如a有聚集索引(主键),那么不会进行真正的删除,而是在主键列等于1的记录处设置delete flag为1,即把记录保存在B+树中。同理,对于update操作,不是直接更新记录,而是把旧纪录标识为删除,再创建一条新记录。

那么,旧版本记录什么时候真正的删除呢?

InnoDB使用undo日志进行旧版本的删除操作,这个操作称为purge操作。InnoDB开辟了purge线程进行purge操作,并且可以控制purge线程的数量,每个purge线程每10s 进行一次purge操作。

InnoDB的undo log设计

一个页上允许多个事务的undo log存在,undo log的存储顺序是随时的。InnoDB维护了一个history链表,按照事务提交的顺序将undo log进行连接。

在执行purge过程中,InnoDB存储引擎首先从history list中找到第一个需要被清理的记录,这里为trx1,清理之后InnoDB存储引擎会在trx1所在的Undo page中继续寻找是否存在可以被清理的记录,这里会找到事务trx3,接着找到trx5,但是发现trx5被其他事务所引用而不能清理,故再去history list中取查找,发现最尾端的记录时trx2,接着找到trx2所在的Undo page,依次把trx6、trx4清理,由于Undo page2中所有的记录都被清理了,因此该Undo page可以进行重用。

InnoDB存储引擎这种先从history list中找undo log,然后再从Undo page中找undo log的设计模式是为了避免大量随机读操作,从而提高purge的效率。

3 InnoDB的恢复操作

3.1 数据页刷盘的规则和checkpoint

内存中(buffer pool)未刷到磁盘的数据称为脏数据(dirty data)。由于数据和日志都以页的形式存在,所以脏页表示脏数据和脏日志。

在InnoDB中,checkpoint是数据刷盘的唯一规则。checkpoint触发后,会将内存中的脏数据刷到磁盘。

innodb存储引擎中checkpoint分为两种:

  • sharp checkpoint:在重用redo log文件(例如切换日志文件)的时候,将所有已记录到redo log中对应的脏数据刷到磁盘。
  • fuzzy checkpoint:一次只刷一小部分的日志到磁盘,而非将所有脏日志刷盘。有以下几种情况会触发该检查点:
    • master thread checkpoint。由master线程控制,每秒或每10秒刷入一定比例的脏页到磁盘。
    • flush_lru_list checkpoint。从MySQL5.6开始可通过 innodb_page_cleaners 变量指定专门负责脏页刷盘的page cleaner线程的个数,该线程的目的是为了保证lru列表有可用的空闲页。
    • async/sync flush checkpoint。同步刷盘还是异步刷盘。例如还有非常多的脏页没刷到磁盘(非常多是多少,有比例控制),这时候会选择同步刷到磁盘,但这很少出现;如果脏页不是很多,可以选择异步刷到磁盘,如果脏页很少,可以暂时不刷脏页到磁盘
    • dirty page too much checkpoint。脏页太多时强制触发检查点,目的是为了保证缓存有足够的空闲空间。too much的比例由变量 innodb_max_dirty_pages_pct 控制,MySQL 5.6默认的值为75,即当脏页占缓冲池的百分之75后,就强制刷一部分脏页到磁盘。

由于刷脏页需要一定的时间来完成,所以记录检查点的位置是在每次刷盘结束之后才在redo log中标记的。

3.2 LSN

3.2.1 LSN概念

LSN称为日志的逻辑序列号,在InnoDB中占用8个字节

我们可以通过LSN了解到下面这些信息:

  • 数据页的版本信息。
  • 写入的日志总量。
  • 检查点的位置。

在下面两个位置存在LSN:

  • redo log的记录中。
  • 每个数据页的头部有一个变量fil_page_lsn记录了本页最终的LSN值是多少。

显然,如果页中的LSN值小于redo log中的LSN值,说明数据出现了丢失。

通过show engine innodb status可以查看当前InnoDB的运行信息,其中有一栏log中有关于lsn的记录。

  • log sequence number记录了当前的redo log(in buffer)中的LSN。
  • log flushed up to是刷到磁盘重做日志文件中的LSN。
  • pages flushed up to是已经刷到磁盘数据页上的LSN。
  • last checkpoint at是上一次检查点所在位置的LSN。
3.2.2 LSN处理流程

(1).首先修改内存中的数据页,并在数据页中记录LSN,暂且称之为data_in_buffer_lsn;

(2).并且在修改数据页的同时(几乎是同时)向redo log in buffer中写入redo log,并记录下对应的LSN,暂且称之为redo_log_in_buffer_lsn;

(3).写完buffer中的日志后,当触发了日志刷盘的几种规则时,会向redo log file on disk刷入重做日志,并在该文件中记下对应的LSN,暂且称之为redo_log_on_disk_lsn;

(4).数据页不可能永远只停留在内存中,在某些情况下,会触发checkpoint来将内存中的脏页(数据脏页和日志脏页)刷到磁盘,所以会在本次checkpoint脏页刷盘结束时,在redo log中记录checkpoint的LSN位置,暂且称之为checkpoint_lsn。

(5).要记录checkpoint所在位置很快,只需简单的设置一个标志即可,但是刷数据页并不一定很快,例如这一次checkpoint要刷入的数据页非常多。也就是说要刷入所有的数据页需要一定的时间来完成,中途刷入的每个数据页都会记下当前页所在的LSN,暂且称之为data_page_on_disk_lsn。

上图中,从上到下的横线分别代表:时间轴、buffer中数据页中记录的LSN(data_in_buffer_lsn)、磁盘中数据页中记录的LSN(data_page_on_disk_lsn)、buffer中重做日志记录的LSN(redo_log_in_buffer_lsn)、磁盘中重做日志文件中记录的LSN(redo_log_on_disk_lsn)以及检查点记录的LSN(checkpoint_lsn)。

假设在最初时(12:0:00)所有的日志页和数据页都完成了刷盘,也记录好了检查点的LSN,这时它们的LSN都是完全一致的。

假设此时开启了一个事务,并立刻执行了一个update操作,执行完成后,buffer中的数据页和redo log都记录好了更新后的LSN值,假设为110。这时候如果执行 show engine innodb status 查看各LSN的值,即图中①处的位置状态,结果会是:

log sequence number(110) > log flushed up to(100) = pages flushed up to = last checkpoint at

之后又执行了一个delete语句,LSN增长到150。等到12:00:01时,触发redo log刷盘的规则(其中有一个规则是 innodb_flush_log_at_timeout 控制的默认日志刷盘频率为1秒),这时redo log file on disk中的LSN会更新到和redo log in buffer的LSN一样,所以都等于150,这时 show engine innodb status ,即图中②的位置,结果将会是:

log sequence number(150) = log flushed up to > pages flushed up to(100) = last checkpoint at

再之后,执行了一个update语句,缓存中的LSN将增长到300,即图中③的位置。

假设随后检查点出现,即图中④的位置,正如前面所说,检查点会触发数据页和日志页刷盘,但需要一定的时间来完成,所以在数据页刷盘还未完成时,检查点的LSN还是上一次检查点的LSN,但此时磁盘上数据页和日志页的LSN已经增长了,即:

log sequence number > log flushed up to 和 pages flushed up to > last checkpoint at

但是log flushed up to和pages flushed up to的大小无法确定,因为日志刷盘可能快于数据刷盘,也可能等于,还可能是慢于。但是checkpoint机制有保护数据刷盘速度是慢于日志刷盘的:当数据刷盘速度超过日志刷盘时,将会暂时停止数据刷盘,等待日志刷盘进度超过数据刷盘。

等到数据页和日志页刷盘完毕,即到了位置⑤的时候,所有的LSN都等于300。

随着时间的推移到了12:00:02,即图中位置⑥,又触发了日志刷盘的规则,但此时buffer中的日志LSN和磁盘中的日志LSN是一致的,所以不执行日志刷盘,即此时 show engine innodb status 时各种lsn都相等。

随后执行了一个insert语句,假设buffer中的LSN增长到了800,即图中位置⑦。此时各种LSN的大小和位置①时一样。

随后执行了提交动作,即位置⑧。默认情况下,提交动作会触发日志刷盘,但不会触发数据刷盘,所以 show engine innodb status 的结果是:

log sequence number = log flushed up to > pages flushed up to = last checkpoint at

最后随着时间的推移,检查点再次出现,即图中位置⑨。但是这次检查点不会触发日志刷盘,因为日志的LSN在检查点出现之前已经同步了。假设这次数据刷盘速度极快,快到一瞬间内完成而无法捕捉到状态的变化,这时 show engine innodb status 的结果将是各种LSN相等。

3.3 InnoDB的恢复行为

启动InnoDB时,一定会进行恢复操作,无论上次是因为什么原因退出。

checkpoint表示已经完整刷到磁盘上data page上的LSN,因此恢复时仅需要恢复从checkpoint开始的日志部分。例如,当数据库在上一次checkpoint的LSN为10000时宕机,且事务是已经提交过的状态。启动数据库时会检查磁盘中数据页的LSN,如果数据页的LSN小于日志中的LSN,则会从检查点开始恢复。

还有一种情况,在宕机前正处于checkpoint的刷盘过程,且数据页的刷盘进度超过了日志页的刷盘进度。这时候一宕机,数据页中记录的LSN就会大于日志页中的LSN,在重启的恢复过程中会检查到这一情况,这时超出日志进度的部分将不会重做,因为这本身就表示已经做过的事情,无需再重做。

另外,事务日志具有幂等性,所以多次操作得到同一结果的行为在日志中只记录一次。而二进制日志不具有幂等性,多次操作会全部记录下来,在恢复的时候会多次执行二进制日志中的记录,速度就慢得多。例如,某记录中id初始值为2,通过update将值设置为了3,后来又设置成了2,在事务日志中记录的将是无变化的页,根本无需恢复;而二进制会记录下两次update操作,恢复时也将执行这两次update操作,速度比事务日志恢复更慢。

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