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2023-08-29
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第14章_MySQL事务日志

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转载须知: 以下所有文章整理于B站宋红康老师的《MySQL数据库入门到大牛》。MySQL (opens new window)

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UPDATE操作，undo log记录将修改前的数据，以便将更改回滚到原始状态。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，即多版本并发控制)。

笔记

  • 事务的回滚：Undo log使得InnoDB能够在事务执行过程中遇到错误或者接收到回滚指令时，逻辑上撤销事务中的所有修改，确保数据库的状态恢复到事务开始前的样子，从而保证了事务的原子性。
  • 一致性非锁定读：在实现MVCC时，undo log允许事务访问数据修改前的旧版本，支持一致性的非锁定读取操作。这意味着即使数据正在被其他事务修改，事务也能通过undo log访问到行的一个稳定版本，实现高效的并发控制和数据一致性。

# 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是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。

image-20220710202517977

为什么需要redolog？

当事务提交后，是先写入缓存池，然后由后台线程在适当的时候批量写入磁盘，如果这期间发生了宕机，数据就无法恢复；而redolog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，这样当发生宕机且数据未刷入磁盘的时候，可以通过redo log来恢复，保证了事务的一致性。

# 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，才会一次性写入到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：

（1）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。

image-20220710204114543

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 |
+------------------------+----------+
1
2
3
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5
6

（2）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（这是在MySQL 5.7版本下）。

cd /var/lib/mysql
ll
1
2

在这里插入图片描述

在MySQL 8.0及更高版本中，redo日志文件的命名和存储方式有所变化，不再直接使用ib_logfile0、ib_logfile1等命名方式。从MySQL 8.0开始，redo日志文件被放置在一个名为#innodb_redo的目录下，文件名不再是固定的，而是动态生成的，以支持更灵活的配置和管理。

image-20240309161835446

#innodb_redo这个目录就是存放redo日志文件的地方。你需要进入这个目录查看里面的文件，那些文件就是当前配置下的redo日志文件。可以使用以下命令来查看这个目录下的文件：

cd /var/lib/mysql/#innodb_redo
ls
1
2

image-20240309162057394

# 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-20220710204810264

  • 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-20220710205015302

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（操作系统）自己决定什么时候同步到磁盘文件。

mysql> show variables like 'innodb_flush_log_at_trx_commit';
+--------------------------------+-------+
| Variable_name                  | Value |
+--------------------------------+-------+
| innodb_flush_log_at_trx_commit | 1     |
+--------------------------------+-------+
1 row in set (0.01 sec)
1
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7

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。

image-20220710210339724

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。

image-20220710210532805

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

image-20220710210751414

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit = 1

  • 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，数据绝对不会丢失，但是效率是最差的。
  • 建议使用默认值，虽然操作系统宕机的概率理论小于数据库宕机的概率，但是一般既然使用了事务，那么数据的安全相对来说更重要些
image-20220710211335379

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit = 2

  • 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 1s 数据的丢失，这种情况下无法满足 ACID 中的 D。但是数值 2 肯定是效率最高的。
image-20220710211831675

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit = 0

  • 为0时，master thread 中每 1s 进行一次重做日志的 fsync 操作，因此实例 crash 最多丢失 1s 内的事务（master thread 是负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘，保证数据的一致性）
  • 。值为 0 的话，是一种折中的做法，它的 I/O 效率理论是高于 1 的，低于 2 的，这种策略也有丢失数据的风险，也无法保证 ACID 中的 D。

# 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;
1
2
3
4
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 ;
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12

上述存储过程代码中，每插入一条数据就进行一次显式的COMMIT操作。

在默认的设置下，即参数innodb_flush_log_at_trx_commit为1的情况下, InnoDB存储引擎会将重做日志缓冲中的日志写入文件,并调用一次fsync操作。

执行命令CALL p_load (30000) ,向表中插入3万行的记录,并执行3万次的fsync操作。在默认情况下所需的时间：

# 默认1表示每次事务提交时都会进行刷盘操作
mysql> CALL p_load(30000);
Query OK, 0 rows affected(1 min 23 sec)
1
2
3

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：

# 设置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会进行一次重做日志的同步
mysql> set global innodb_flush_log_at_trx_commit = 0;
1
2
3
mysql> CALL p_load(30000);
Query OK, 0 rows affected(38 sec)  # 花费38s
1
2

修改参数innodb_flush_log_at_trx_commit，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。
mysql> set global innodb_flush_log_at_trx_commit = 2;
1
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3
mysql> CALL p_load(30000);
Query OK, 0 rows affected(46 sec) # 花费46s
1
2

而形成这个现象的主要原因是：后者大大减少了fsync的次数,从而提高了数据库执行的性能。

下表显示了在innodb_flush_log_at_trx_commit的不同设置下，调用存储过程p_load插入3万行记录所需的时间:

image-20240309153502121

而针对上述存储过程，为了提高事务的提交性能，应该在将3万行记录插入表后进行一次的COMMIT操作，而不是每插入一条记录后进行一次COMMIT操作。这样做的好处是可以使事务方法在rollback时回滚到事务最开始的确定状态。

虽然用户可以通过设置参数innodb_flush_log_at_trx_commit为0或2来提高事务提交的性能，但需清楚，这种设置方法丧失了事务的ACID特性。

# 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：

image-20220710220653131

# 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：

image-20220710220919271

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 分别称为 mtr_T1_1 和 mtr_T1_2。
  • 事务 T2 的两个 mtr 分别称为 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：

image-20220710221318271

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）：

image-20220710221620291

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。

为什么一个 block 设计成 512 字节？

这个和磁盘的扇区有关，机械磁盘默认的扇区就是 512 字节，如果你要写入的数据大于 512 字节，那么要写入的扇区肯定不止一个，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。

image-20220710223135374

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。

image-20220711144546439

日志块头部属性（log block header）：

  • LOG_BLOCK_HDR_NO：这个属性用来标记日志缓冲区（log buffer）中log block的位置，可以看作是一个数组中的索引。它是递增并且循环使用的，占用4个字节。由于第一位用于判断是否是flush bit，所以它的最大值为2G。这个标记有助于追踪和管理日志块的顺序。
  • LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN：这个属性表示block中已经使用了多少字节，其初始值为12，因为日志块体（log block body）从第12个字节开始。随着更多的redo日志写入block，该属性值会增长。如果日志块体已经被全部写满，那么这个值会被设置为512。
  • LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP：在InnoDB中，一个事务（或者称之为修改事务，MTR）可能会生成多条redo日志记录，这些redo日志记录形成一个redo日志记录组。LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP属性表示该block中第一个MTR生成的redo日志记录组的偏移量，实际上也就是这个block里第一个MTR生成的第一条redo日志的偏移量。如果这个值与LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN相同，意味着当前log block不包含新的日志记录。
  • LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO：占用4字节，记录了该日志块最后写入时的检查点（checkpoint）编号。检查点是InnoDB用于管理和优化日志空间使用的机制。

日志块尾部属性（log block trailer）：

  • LOG_BLOCK_CHECKSUM：表示日志块的校验值，用于确保日志块的正确性。校验值的计算与LOG_BLOCK_HDR_NO相关，但在实际操作中，我们通常不需要过多关注它的具体值。

# 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MySQL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。

    注意从MySQL 8.0开始，redo日志文件被放置在一个名为#innodb_redo的目录下，文件名不再是固定的，而是动态生成的，可以cd /var/lib/mysql/#innodb_redo进入查看。

    # innodb_log_group_home_dir指定了InnoDB redo日志文件的存放目录
SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_log_group_home_dir';
# datadir定义了MySQL数据库的数据目录
SHOW VARIABLES LIKE 'datadir';
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    image-20240309161450508

  • 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
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  • 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 |
+----------------------+----------+
    1
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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
1
2

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

从上边的描述中可以看到，磁盘上的 redo 日志文件不只一个，而是以一个日志文件组的形式出现的。这些文件以 ib_logfile[数字]（数字可以是0、1、2…）的形式进行命名，每个的 redo 日志文件大小都是一样的。

在将 redo 日志写入日志文件组时，是从 ib_logfile0 开始写，如果 ib_logfile0 写满了，就接着 ib_logfile1 写。同理, ib_logfile1 写满了就去写 ib_logfile2，依此类推。如果写到最后一个文件该咋办？那就重新转到 ib_logfile0 继续写，所以整个过程如下图所示：

image-20220711152242300

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。

image-20220711152631108

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。

image-20220711152802294

# 1.9 redo log 小结

image-20240309092132571

# 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。

每当我们要对一条记录做改动时（这里的改动可以指 INSERT、DELETE、UPDATE，不包括 SELECT），都需要"留一手"——即把回滚时所需的东西记下来。比如：

  • 你插入一条记录时，至少要把这条记录的主键值记下来，之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录融掉就好了。(对于每个INSERT，InnoDB 存储引擎会完成一个DELETE）
  • 你删除了一·条记录，至少要把这条记录中的内容都记下来，这样之后回滚时再把由这些内容组成的记录插入到表中就好了。（对于每个DELETE，InnoDB 存储引擎会执行一个 INSERT）
  • 你修改了一条记录，至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来，这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值就好了。（对于每个UPDATE，InnoDB 存储引擎会执行一个相反的 UPDATE，将修改前的行放回去）

MySQL 把这些为了回滚而记录的这些内容称之为撤销日志或者回滚日志（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。

笔记

  • 由于undo log自身也需要保证在系统崩溃后能够被恢复，因此对undo log的写入操作也会伴随着redo log的生成。这样，即使系统发生宕机，只要redo log成功写入磁盘，那么undo log的信息也不会丢失，确保了事务的原子性可以在系统重启后通过redo log恢复undo log，进而完成事务的回滚。
  • 换句话说，redo log保护的不仅仅是对用户数据的修改操作，也包括了undo log的写入操作。

# 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。

这是因为在多用户并发系统中，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

undo 的另一个作用是 MVCC（多版本并发控制），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，若该记录已经被其他事务占用，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。

笔记

undo日志主要记录了事务进行修改操作前的数据。这种机制使得InnoDB能够在事务发生回滚时，使用undo日志中的信息将数据恢复到修改前的状态，从而保证了事务的原子性。

# 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   |
+------------------+-------+
1
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虽然 InnoDB 1.1 版本支持了 128 个 rollback segment，但是这些 rollback segment 都存储于共享表空间 ibdata 中。从 InnoDB1.2 版本开始，可通过参数对 rollback segment 做进一步的设置。这些参数包括：

  • innodb_undo_directory：设置 rollback segment 文件所在的路径。这意味着 rollback segment 可以存放在共享表空间以外的位置，即可以设置为独立表空间。该参数的默认值为 “./”，表示当前 InnoDB 存储引擎的目录。

    image-20240309205108881

  • innodb_undo_logs：设置 rollback segment 的个数，默认值为 128。在 InnoDB 1.2 版本中，该参数用来替换之前版本的参数innodb_rollback_segments。

  • innodb_undo_tablespaces：设置构成 rollback segment 文件的数量，这样 rollback segment 可以较为平均地分布在多个文件中。设置该参数后，会在路径 innodb_undo_directory 看到 undo 为前缀的文件，该文件就代表 rollback segment 文件。

    image-20240309205057538

注意：undo log 相关参数一般很少改动。

undo 页的重用

  • 当我们开启一个事务需要写 undo log 的时候，就得先去 undo log segment 中去找到一个空闲的位置，当有空位的时候，就去申请 undo页，在这个申请到的 undo 页中进行 undo log 的写入。我们知道 MySQL 默认一页的大小是 16k。

  • 为每一个事务分配一个页，是非常浪费的（除非你的事务非常长），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。如果照这样下去除非 MySQL 清理的非常勤快，否则随着时间的推移，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，当事务提交时，并不会立刻删除 undo 页。因为重用，所以这个 undo 页可能混杂着其他事务的undo log。undo log 在 commit 后，会被放到一个链表中，然后判断 undo 页的使用空间是否小于 3/4，如果小于 3/4 的话，则表示当前的undo 页可以被重用，那么它就不会被回收，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。

  2. 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。

  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，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。
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  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(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。
  2. 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。
  3. 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

image-20220711162414928

只有Buffer Pool的流程：

image-20220711162505008

有了Redo Log和Undo Log之后：

image-20220711162642305

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。

系统崩溃时的不同情况

  • 在redo log刷盘前宕机：如果系统在事务的redo log被刷盘之前崩溃，那么这个事务的修改就不会在redo log中有记录。因为这个事务的修改还没来得及持久化到磁盘，所以从磁盘的角度看，这个事务就好像从未发生过一样。重启后，这个事务的修改不会被应用到数据库中，也不需要回滚，因为它们从未被持久化。
  • 在redo log刷盘后、事务未提交前宕机：这种情况下，即使事务的修改已经通过redo log持久化到磁盘，但事务还没提交，系统就崩溃了。在这种情况下，重启数据库进行崩溃恢复时，InnoDB会通过redo log重新应用这些修改，但由于事务未提交，最终会使用undo log回滚这些修改。
  • 在事务提交后宕机：如果事务已经提交，但修改的数据还没刷新到磁盘的数据文件，系统就宕机了，重启后InnoDB会通过redo log来恢复这些已提交事务的修改，以保证这些事务的持久性。

# 2. 详细生成过程

对于 InnoDB 引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列：

  1. DB_ROW_ID：如果没有为表显式地定义主键，并且表中也没有定义唯一索引，那么 InnoDB 会自动为表添加一个 row_id 的隐藏列作为主键。
  2. 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，就会将这个事务的事务 ID 写入 trx_id 中。
  3. DB_ROLL_PTR：回滚指针，本质上就是指向 undo log 的指针。

在这里插入图片描述

当我们执行INSERT时：

begin;
INSERT INTO user (name) VALUES ("tom");
1
2

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。

image-20220711163725129

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;
1

image-20220711164138414

这时就会写入一条新的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;
1

image-20220711164421494

当更新操作涉及到主键值的变更时，InnoDB处理方式较为特殊。首先，它会将原记录标记为删除（通过设置deletemark为1表示逻辑删除，0表示未删除），真正的删除会交给清理线程去判断，然后插入一条新记录，新记录具有更新后的主键值，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。

Undo Log的工作原理：

  • 每次更新操作：对于每次的更新操作（比如UPDATE语句），InnoDB都会生成一个新的Undo Log条目。这个Undo Log条目记录了更新操作之前该行数据的状态，以便在需要时（比如事务回滚或构建早期版本的数据）能够恢复到该状态。
  • 链式结构：如果一个事务中包含多次对同一行的更新操作，那么对这行数据的每次更新都会生成一个新的Undo Log条目。这些Undo Log条目之间是以链表的形式连接的，形成了一个版本链。每个Undo Log条目都包含一个指针，指向旧版本的Undo Log条目，这样就形成了一个从最新版本到最旧版本的链式结构。
  • 回滚指针：每行数据中的DB_ROLL_PTR隐藏列存储了指向最新Undo Log条目的指针。如果需要回滚或访问旧版本，InnoDB会从这个指针开始，沿着Undo Log链表回溯到所需的版本。

# 3. undo log是如何回滚的

以上面的例子来说，假设执行rollback就会取消所有的更新操作，那么对应的流程应该是这样：

  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

# 4. undo log的删除

Insert Undo Log的删除

  • Insert操作的可见性：当事务执行INSERT操作时，插入的记录仅对当前事务可见，对其他事务是不可见的，直到事务提交。这意味着，一旦事务提交，这些新插入的记录对所有事务都变得可见。
  • 直接删除：由于insert操作生成的undo log在事务提交后对事务的恢复或MVCC不再有用（因为一旦提交，记录就已经是最终状态，且对所有事务可见），这些undo log可以在事务提交后直接删除，而不需要等待后台的purge操作。

Update Undo Log的删除

  • Update操作的影响：与INSERT操作不同，UPDATE操作影响的是已存在的记录，这些记录在事务执行前对其他事务是可见的。因此，为了支持MVCC，即在事务修改数据的同时允许其他事务访问数据的旧版本，由UPDATE操作生成的undo log需要被保留。
  • 延迟删除：在事务提交后，这些undo log并不立即删除。相反，它们被放入一个undo log链表中，等待purge线程在未来某个时刻根据系统的MVCC需求进行清理。这个过程确保了即使数据已被修改，旧版本的数据依然可以通过undo log为执行快照读（consistent read）的事务所访问，直到系统确定这些undo log不再被任何读取操作所需。

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。

# 2.6 小结

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undo log是逻辑日志，对事务回滚时，只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。

redo log是物理日志，记录的是数据页的物理变化，undo log不是redo log的逆过程。

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上次更新: 2024/12/28, 18:32:08
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