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MySQL 日志(redo log 和 undo log) 都是什么鬼?

码小辫 • 1 周前 • 20 次点击  

码小辫
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作者:骏马金龙
出处:https://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/
innodb事务日志包括redo log和undo log。redo log是重做日志,提供前滚操作,undo log是回滚日志,提供回滚操作。

undo log不是redo log的逆向过程,其实它们都算是用来恢复的日志:

1.redo log通常是物理日志,记录的是数据页的物理修改,而不是某一行或某几行修改成怎样怎样,它用来恢复提交后的物理数据页(恢复数据页,且只能恢复到最后一次提交的位置)。

2.undo用来回滚行记录到某个版本。undo log一般是逻辑日志,根据每行记录进行记录。

1.redo log

1.1 redo log和二进制日志的区别

redo log不是二进制日志。虽然二进制日志中也记录了innodb表的很多操作,也能实现重做的功能,但是它们之间有很大区别。MySQL 系列知识点我都整理成面试题了带全部答案,关注公众号Java技术栈回复面试获取。

  1. 二进制日志是在存储引擎的上层产生的,不管是什么存储引擎,对数据库进行了修改都会产生二进制日志。而redo log是innodb层产生的,只记录该存储引擎中表的修改。并且二进制日志先于redo log被记录。具体的见后文group commit小结。
  2. 二进制日志记录操作的方法是逻辑性的语句。即便它是基于行格式的记录方式,其本质也还是逻辑的SQL设置,如该行记录的每列的值是多少。而redo log是在物理格式上的日志,它记录的是数据库中每个页的修改。
  3. 二进制日志只在每次事务提交的时候一次性写入缓存中的日志"文件"(对于非事务表的操作,则是每次执行语句成功后就直接写入)。而redo log在数据准备修改前写入缓存中的redo log中,然后才对缓存中的数据执行修改操作;而且保证在发出事务提交指令时,先向缓存中的redo log写入日志,写入完成后才执行提交动作。
  4. 因为二进制日志只在提交的时候一次性写入,所以二进制日志中的记录方式和提交顺序有关,且一次提交对应一次记录。而redo log中是记录的物理页的修改,redo log文件中同一个事务可能多次记录,最后一个提交的事务记录会覆盖所有未提交的事务记录。例如事务T1,可能在redo log中记录了 T1-1,T1-2,T1-3,T1* 共4个操作,其中 T1* 表示最后提交时的日志记录,所以对应的数据页最终状态是 T1* 对应的操作结果。而且redo log是并发写入的,不同事务之间的不同版本的记录会穿插写入到redo log文件中,例如可能redo log的记录方式如下:T1-1,T1-2,T2-1,T2-2,T2*,T1-3,T1* 。
  5. 事务日志记录的是物理页的情况,它具有幂等性,因此记录日志的方式极其简练。幂等性的意思是多次操作前后状态是一样的,例如新插入一行后又删除该行,前后状态没有变化。而二进制日志记录的是所有影响数据的操作,记录的内容较多。例如插入一行记录一次,删除该行又记录一次。

1.2 redo log的基本概念

redo log包括两部分:一是内存中的日志缓冲(redo log buffer),该部分日志是易失性的;二是磁盘上的重做日志文件(redo log file),该部分日志是持久的。

在概念上,innodb通过force log at commit机制实现事务的持久性,即在事务提交的时候,必须先将该事务的所有事务日志写入到磁盘上的redo log file和undo log file中进行持久化。

为了确保每次日志都能写入到事务日志文件中,在每次将log buffer中的日志写入日志文件的过程中都会调用一次操作系统的fsync操作(即fsync()系统调用)。因为MariaDB/MySQL是工作在用户空间的,MariaDB/MySQL的log buffer处于用户空间的内存中。要写入到磁盘上的log file中(redo:ib_logfileN文件,undo:share tablespace或.ibd文件),中间还要经过操作系统内核空间的os buffer,调用fsync()的作用就是将OS buffer中的日志刷到磁盘上的log file中。

也就是说,从redo log buffer写日志到磁盘的redo log file中,过程如下:

在此处需要注意一点,一般所说的log file并不是磁盘上的物理日志文件,而是操作系统缓存中的log file,官方手册上的意思也是如此(例如:With a value of 2, the contents of theInnoDB log buffer are written to the log fileafter each transaction commit andthe log file is flushed to disk approximately once per second)。但说实话,这不太好理解,既然都称为file了,应该已经属于物理文件了。所以在本文后续内容中都以os buffer或者file system buffer来表示官方手册中所说的Log file,然后log file则表示磁盘上的物理日志文件,即log file on disk。

另外,之所以要经过一层os buffer,是因为open日志文件的时候,open没有使用O_DIRECT标志位,该标志位意味着绕过操作系统层的os buffer,IO直写到底层存储设备。不使用该标志位意味着将日志进行缓冲,缓冲到了一定容量,或者显式fsync()才会将缓冲中的刷到存储设备。使用该标志位意味着每次都要发起系统调用。比如写abcde,不使用o_direct将只发起一次系统调用,使用o_object将发起5次系统调用。

MySQL支持用户自定义在commit时如何将log buffer中的日志刷log file中。这种控制通过变量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值来决定。该变量有3种值:0、1、2,默认为1。但注意,这个变量只是控制commit动作是否刷新log buffer到磁盘。

  • 当设置为1的时候,事务每次提交都会将log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()刷到log file on disk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的性能较差。
  • 当设置为0的时候,事务提交时不会将log buffer中日志写入到os buffer,而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到log file on disk中。也就是说设置为0时是(大约)每秒刷新写入到磁盘中的,当系统崩溃,会丢失1秒钟的数据。
  • 当设置为2的时候,每次提交都仅写入到os buffer,然后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到log file on disk。

注意,有一个变量 innodb_flush_log_at_timeout 的值为1秒,该变量表示的是刷日志的频率,很多人误以为是控制 innodb_flush_log_at_trx_commit 值为0和2时的1秒频率,实际上并非如此。测试时将频率设置为5和设置为1,当 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置为0和2的时候性能基本都是不变的。关于这个频率是控制什么的,在后面的"刷日志到磁盘的规则"中会说。

在主从复制结构中,要保证事务的持久性和一致性,需要对日志相关变量设置为如下:

  • 如果启用了二进制日志,则设置sync_binlog=1,即每提交一次事务同步写到磁盘中。
  • 总是设置innodb_flush_log_at_trx_commit=1,即每提交一次事务都写到磁盘中。

上述两项变量的设置保证了:每次提交事务都写入二进制日志和事务日志,并在提交时将它们刷新到磁盘中。

选择刷日志的时间会严重影响数据修改时的性能,特别是刷到磁盘的过程。下例就测试了 innodb_flush_log_at_trx_commit 分别为0、1、2时的差距。

#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 ;

当前环境下, innodb_flush_log_at_trx_commit 的值为1,即每次提交都刷日志到磁盘。测试此时插入10W条记录的时间。

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (15.48 sec)

结果是15.48秒。

再测试值为2的时候,即每次提交都刷新到os buffer,但每秒才刷入磁盘中。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=2;    
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (3.41 sec)

结果插入时间大减,只需3.41秒。

最后测试值为0的时候,即每秒才刷到os buffer和磁盘。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=0;
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (2.10 sec)

结果只有2.10秒。

最后可以发现,其实值为2和0的时候,它们的差距并不太大,但2却比0要安全的多。它们都是每秒从os buffer刷到磁盘,它们之间的时间差体现在log buffer刷到os buffer上。因为将log buffer中的日志刷新到os buffer只是内存数据的转移,并没有太大的开销,所以每次提交和每秒刷入差距并不大。可以测试插入更多的数据来比较,以下是插入100W行数据的情况。从结果可见,值为2和0的时候差距并不大,但值为1的性能却差太多。

尽管设置为0和2可以大幅度提升插入性能,但是在故障的时候可能会丢失1秒钟数据,这1秒钟很可能有大量的数据,从上面的测试结果看,100W条记录也只消耗了20多秒,1秒钟大约有4W-5W条数据,尽管上述插入的数据简单,但却说明了数据丢失的大量性。更好的插入数据的做法是将值设置为1,然后修改存储过程,将每次循环都提交修改为只提交一次,这样既能保证数据的一致性,也能提升性能,修改如下:

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 ;

测试值为1时的情况。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=1;
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(1000000);
Query OK, 0 rows affected (11.26 sec)

1.3 日志块(log block)

innodb存储引擎中,redo log以块为单位进行存储的,每个块占512字节,这称为redo log block。所以不管是log buffer中还是os buffer中以及redo log file on disk中,都是这样以512字节的块存储的。

每个redo log block由3部分组成:日志块头、日志块尾和日志主体。其中日志块头占用12字节,日志块尾占用8字节,所以每个redo log block的日志主体部分只有512-12-8=492字节。

因为redo log记录的是数据页的变化,当一个数据页产生的变化需要使用超过492字节()的redo log来记录,那么就会使用多个redo log block来记录该数据页的变化。

日志块头包含4部分:

  • 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。

关于log block块头的第三部分 log_block_first_rec_group ,因为有时候一个数据页产生的日志量超出了一个日志块,这是需要用多个日志块来记录该页的相关日志。例如,某一数据页产生了552字节的日志量,那么需要占用两个日志块,第一个日志块占用492字节,第二个日志块需要占用60个字节,那么对于第二个日志块来说,它的第一个log的开始位置就是73字节(60+12)。如果该部分的值和 log_block_hdr_data_len 相等,则说明该log block中没有新开始的日志块,即表示该日志块用来延续前一个日志块。

日志尾只有一个部分:log_block_trl_no ,该值和块头的 log_block_hdr_no 相等。

上面所说的是一个日志块的内容,在redo log buffer或者redo log file on disk中,由很多log block组成。如下图:

1.4 log group和redo log file

log group表示的是redo log group,一个组内由多个大小完全相同的redo log file组成。组内redo log file的数量由变量 innodb_log_files_group 决定,默认值为2,即两个redo log file。这个组是一个逻辑的概念,并没有真正的文件来表示这是一个组,但是可以通过变量 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。

mysql> show global variables like "innodb_log%";
+-----------------------------+----------+
| Variable_name               | Value    |
+-----------------------------+----------+
| innodb_log_buffer_size      | 8388608  |
| innodb_log_compressed_pages | ON       |
| innodb_log_file_size        | 50331648 |
| innodb_log_files_in_group   | 2        |
| innodb_log_group_home_dir   | ./       |
+-----------------------------+----------+

[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 30 23:12 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile1

可以看到在默认的数据目录下,有两个ib_logfile开头的文件,它们就是log group中的redo log file,而且它们的大小完全一致且等于变量 innodb_log_file_size 定义的值。第一个文件ibdata1是在没有开启 innodb_file_per_table 时的共享表空间文件,对应于开启 innodb_file_per_table 时的.ibd文件。

在innodb将log buffer中的redo log block刷到这些log file中时,会以追加写入的方式循环轮训写入。即先在第一个log file(即ib_logfile0)的尾部追加写,直到满了之后向第二个log file(即ib_logfile1)写。当第二个log file满了会清空一部分第一个log file继续写入。

由于是将log buffer中的日志刷到log file,所以在log file中记录日志的方式也是log block的方式。

在每个组的第一个redo log file中,前2KB记录4个特定的部分,从2KB之后才开始记录log block。除了第一个redo log file中会记录,log group中的其他log file不会记录这2KB,但是却会腾出这2KB的空间。如下:

redo log file的大小对innodb的性能影响非常大,设置的太大,恢复的时候就会时间较长,设置的太小,就会导致在写redo log的时候循环切换redo log file。

1.5 redo log的格式

因为innodb存储引擎存储数据的单元是页(和SQL Server中一样),所以redo log也是基于页的格式来记录的。默认情况下,innodb的页大小是16KB(由 innodb_page_size 变量控制),一个页内可以存放非常多的log block(每个512字节),而log block中记录的又是数据页的变化。

其中log block中492字节的部分是log body,该log body的格式分为4部分:

  • redo_log_type:占用1个字节,表示redo log的日志类型。
  • space:表示表空间的ID,采用压缩的方式后,占用的空间可能小于4字节。
  • page_no:表示页的偏移量,同样是压缩过的。
  • redo_log_body表示每个重做日志的数据部分,恢复时会调用相应的函数进行解析。例如insert语句和delete语句写入redo log的内容是不一样的。

如下图,分别是insert和delete大致的记录方式。

1.6 日志刷盘的规则

log buffer中未刷到磁盘的日志称为脏日志(dirty log)。

在上面的说过,默认情况下事务每次提交的时候都会刷事务日志到磁盘中,这是因为变量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值为1。但是innodb不仅仅只会在有commit动作后才会刷日志到磁盘,这只是innodb存储引擎刷日志的规则之一。

刷日志到磁盘有以下几种规则:

1.发出commit动作时。已经说明过,commit发出后是否刷日志由变量 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。

2.每秒刷一次。这个刷日志的频率由变量 innodb_flush_log_at_timeout 值决定,默认是1秒。要注意,这个刷日志频率和commit动作无关。

3.当log buffer中已经使用的内存超过一半时。

4.当有checkpoint时,checkpoint在一定程度上代表了刷到磁盘时日志所处的LSN位置。

1.7 数据页刷盘的规则及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。

上一节介绍了日志是何时刷到磁盘的,不仅仅是日志需要刷盘,脏数据页也一样需要刷盘。

在innodb中,数据刷盘的规则只有一个:checkpoint。但是触发checkpoint的情况却有几种。不管怎样,checkpoint触发后,会将buffer中脏数据页和脏日志页都刷到磁盘。

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。

MySQL停止时是否将脏数据和脏日志刷入磁盘,由变量innodb_fast_shutdown=102控制,默认值为1,即停止时只做一部分purge,忽略大多数flush操作(但至少会刷日志),在下次启动的时候再flush剩余的内容,实现fast shutdown。

1.8 LSN超详细分析

LSN称为日志的逻辑序列号(log sequence number),在innodb存储引擎中,lsn占用8个字节。LSN的值会随着日志的写入而逐渐增大。

根据LSN,可以获取到几个有用的信息:

1.数据页的版本信息。

2.写入的日志总量,通过LSN开始号码和结束号码可以计算出写入的日志量。

3.可知道检查点的位置。

实际上还可以获得很多隐式的信息。

LSN不仅存在于redo log中,还存在于数据页中,在每个数据页的头部,有一个fil_page_lsn记录了当前页最终的LSN值是多少。通过数据页中的LSN值和redo log中的LSN值比较,如果页中的LSN值小于redo log中LSN值,则表示数据丢失了一部分,这时候可以通过redo log的记录来恢复到redo log中记录的LSN值时的状态。

redo log的lsn信息可以通过 show engine innodb status 来查看。MySQL 5.5版本的show结果中只有3条记录,没有pages flushed up to。

mysql> show engine innodb stauts
---
LOG
---
Log sequence number 2225502463
Log flushed up to   2225502463
Pages flushed up to 2225502463
Last checkpoint at  2225502463
0 pending log writes, 0 pending chkp writes
3201299 log i/o's done, 0.00 log i/o's/second

其中:

  • log sequence number就是当前的redo log(in buffer)中的lsn;
  • log flushed up to是刷到redo log file on disk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。

innodb从执行修改语句开始:

(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。

详细说明如下图:

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。

1.9 innodb的恢复行为

在启动innodb的时候,不管上次是正常关闭还是异常关闭,总是会进行恢复操作。

因为redo log记录的是数据页的物理变化,因此恢复的时候速度比逻辑日志(如二进制日志)要快很多。而且,innodb自身也做了一定程度的优化,让恢复速度变得更快。

重启innodb时,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。

1.10 和redo log有关的几个变量

  • innodb_flush_log_at_trx_commit=01|2# 指定何时将事务日志刷到磁盘,默认为1。
    • 0表示每秒将"log buffer"同步到"os buffer"且从"os buffer"刷到磁盘日志文件中。
    • 1表示每事务提交都将"log buffer"同步到"os buffer"且从"os buffer"刷到磁盘日志文件中。
    • 2表示每事务提交都将"log buffer"同步到"os buffer"但每秒才从"os buffer"刷到磁盘日志文件中。
  • innodb_log_buffer_size:# log buffer的大小,默认8M
  • innodb_log_file_size:#事务日志的大小,默认5M
  • innodb_log_files_group =2:# 事务日志组中的事务日志文件个数,默认2个
  • innodb_log_group_home_dir =./:# 事务日志组路径,当前目录表示数据目录
  • innodb_mirrored_log_groups =1:# 指定事务日志组的镜像组个数,但镜像功能好像是强制关闭的,所以只有一个log group。在MySQL5.7中该变量已经移除。

2.undo log

2.1 基本概念

undo log有两个作用:提供回滚和多个行版本控制(MVCC)。

在数据修改的时候,不仅记录了redo,还记录了相对应的undo,如果因为某些原因导致事务失败或回滚了,可以借助该undo进行回滚。

undo log和redo log记录物理日志不一样,它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时,undo log中会记录一条对应的insert记录,反之亦然,当update一条记录时,它记录一条对应相反的update记录。

当执行rollback时,就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。有时候应用到行版本控制的时候,也是通过undo log来实现的:当读取的某一行被其他事务锁定时,它可以从undo log中分析出该行记录以前的数据是什么,从而提供该行版本信息,让用户实现非锁定一致性读取。

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

另外,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的存储方式

innodb存储引擎对undo的管理采用段的方式。rollback segment称为回滚段,每个回滚段中有1024个undo log segment

在以前老版本,只支持1个rollback segment,这样就只能记录1024个undo log segment。后来MySQL5.5可以支持128个rollback segment,即支持128*1024个undo操作,还可以通过变量 innodb_undo_logs (5.6版本以前该变量是 innodb_rollback_segments )自定义多少个rollback segment,默认值为128。

undo log默认存放在共享表空间中。

[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 31 01:42 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile1

如果开启了 innodb_file_per_table ,将放在每个表的.ibd文件中。

在MySQL5.6中,undo的存放位置还可以通过变量 innodb_undo_directory 来自定义存放目录,默认值为"."表示datadir。

默认rollback segment全部写在一个文件中,但可以通过设置变量 innodb_undo_tablespaces 平均分配到多少个文件中。该变量默认值为0,即全部写入一个表空间文件。该变量为静态变量,只能在数据库示例停止状态下修改,如写入配置文件或启动时带上对应参数。但是innodb存储引擎在启动过程中提示,不建议修改为非0的值,如下:

2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Expected to open 3 undo tablespaces but was able
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: to find only 0 undo tablespaces.
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Set the innodb_undo_tablespaces parameter to the
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: correct value and retry. Suggested value is 0

2.3 和undo log相关的变量

undo相关的变量在MySQL5.6中已经变得很少。如下:它们的意义在上文中已经解释了。

 mysql> show variables like "%undo%";
+-------------------------+-------+
| Variable_name           | Value |
+-------------------------+-------+
| innodb_undo_directory   | .     |
| innodb_undo_logs        | 128   |
| innodb_undo_tablespaces | 0     |
+-------------------------+-------+

2.4 delete/update操作的内部机制

当事务提交的时候,innodb不会立即删除undo log,因为后续还可能会用到undo log,如隔离级别为repeatable read时,事务读取的都是开启事务时的最新提交行版本,只要该事务不结束,该行版本就不能删除,即undo log不能删除。

但是在事务提交的时候,会将该事务对应的undo log放入到删除列表中,未来通过purge来删除。并且提交事务时,还会判断undo log分配的页是否可以重用,如果可以重用,则会分配给后面来的事务,避免为每个独立的事务分配独立的undo log页而浪费存储空间和性能。

通过undo log记录delete和update操作的结果发现:(insert操作无需分析,就是插入行而已)

  • delete操作实际上不会直接删除,而是将delete对象打上delete flag,标记为删除,最终的删除操作是purge线程完成的。
  • update分为两种情况:update的列是否是主键列。
    • 如果不是主键列,在undo log中直接反向记录是如何update的。即update是直接进行的。
    • 如果是主键列,update分两部执行:先删除该行,再插入一行目标行。

3.binlog和事务日志的先后顺序及group commit

如果事务不是只读事务,即涉及到了数据的修改,默认情况下会在commit的时候调用fsync()将日志刷到磁盘,保证事务的持久性。

但是一次刷一个事务的日志性能较低,特别是事务集中在某一时刻时事务量非常大的时候。innodb提供了group commit功能,可以将多个事务的事务日志通过一次fsync()刷到磁盘中。

因为事务在提交的时候不仅会记录事务日志,还会记录二进制日志,但是它们谁先记录呢?二进制日志是MySQL的上层日志,先于存储引擎的事务日志被写入。

在MySQL5.6以前,当事务提交(即发出commit指令)后,MySQL接收到该信号进入commit prepare阶段;进入prepare阶段后,立即写内存中的二进制日志,写完内存中的二进制日志后就相当于确定了commit操作;然后开始写内存中的事务日志;最后将二进制日志和事务日志刷盘,它们如何刷盘,分别由变量 sync_binlog 和 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。

但因为要保证二进制日志和事务日志的一致性,在提交后的prepare阶段会启用一个prepare_commit_mutex锁来保证它们的顺序性和一致性。但这样会导致开启二进制日志后group commmit失效,特别是在主从复制结构中,几乎都会开启二进制日志。

在MySQL5.6中进行了改进。提交事务时,在存储引擎层的上一层结构中会将事务按序放入一个队列,队列中的第一个事务称为leader,其他事务称为follower,leader控制着follower的行为。虽然顺序还是一样先刷二进制,再刷事务日志,但是机制完全改变了:删除了原来的prepare_commit_mutex行为,也能保证即使开启了二进制日志,group commit也是有效的。

MySQL5.6中分为3个步骤:flush阶段、sync阶段、commit阶段。

  • flush阶段:向内存中写入每个事务的二进制日志。
  • sync阶段:将内存中的二进制日志刷盘。若队列中有多个事务,那么仅一次fsync操作就完成了二进制日志的刷盘操作。这在MySQL5.6中称为BLGC(binary log group commit)。
  • commit阶段:leader根据顺序调用存储引擎层事务的提交,由于innodb本就支持group commit,所以解决了因为锁 prepare_commit_mutex 而导致的group commit失效问题。

在flush阶段写入二进制日志到内存中,但是不是写完就进入sync阶段的,而是要等待一定的时间,多积累几个事务的binlog一起进入sync阶段,等待时间由变量 binlog_max_flush_queue_time 决定,默认值为0表示不等待直接进入sync,设置该变量为一个大于0的值的好处是group中的事务多了,性能会好一些,但是这样会导致事务的响应时间变慢,所以建议不要修改该变量的值,除非事务量非常多并且不断的在写入和更新。

进入到sync阶段,会将binlog从内存中刷入到磁盘,刷入的数量和单独的二进制日志刷盘一样,由变量 sync_binlog 控制。

当有一组事务在进行commit阶段时,其他新事务可以进行flush阶段,它们本就不会相互阻塞,所以group commit会不断生效。当然,group commit的性能和队列中的事务数量有关,如果每次队列中只有1个事务,那么group commit和单独的commit没什么区别,当队列中事务越来越多时,即提交事务越多越快时,group commit的效果越明显。

-END-

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