一、MySQL事务日记概述

??事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。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。REDO LOG 是存储引擎层（InnoDB）生成的日志，记录的是：“物理级别”上页修改操作。比如页号xxx、偏移量yyy写入了'zzz'数据。主要是为了保证数据的可靠性。UNDO LOG 是存储引擎（InnoDB）生成的日志，记录的是“逻辑操作”日记。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 语句。主要用于事务的回滚（UNDO LOG 记录的是每个修改操作的逆过程）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）。

二、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。

2.1、 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从中刷新到磁盘，我们有知道一个页面默认是16KB大小，只修改一个字节就要刷新16KB的数据到磁盘上。
• 随机IO刷新较慢
  • 一个事务可能包含很多语句，即使是一条语句页可能修改许多页面，假如该事务修改的页面可能并不相邻，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新到磁盘的时候，可以通过REDO LOG来恢复，保证ACID中的D，这就是REDO LOG的作用。

2.2、REDO日志的好处、特点

• 优点：
  • redo日志降低了刷盘频率
  • redo日志占用的空间非常小
• 特点：
  • redo日志是顺序写入磁盘的
  • 事务执行过程中，redo log不断记录

2.3、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，默认大小是16M，最大值是4096M，最小值1M。
  • 在服务器启动时就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。这片内存区域被划分为若干个连续的redo log block。一个redo block占用512字节大小。
• 重做日志文件 (redo log file) ，保存在硬盘中，是持久的。

2.4、redo的整体流程

1. 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
2. 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
3. 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
4. 定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中

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；

2.5、redo log的刷盘策略

??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。

??另外，InnoDB存储引擎有一个后台线程，每个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。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中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。

2.6、不同刷盘策略演示

innodb_flush_log_at_trx_commit=1

innodb_flush_log_at_trx_commit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中D，数据绝对不会丢失，但是效率最差的。

innodb_flush_log_at_trx_commit=2

innodb_flush_log_at_trx_commit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1秒数据的丢失，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。

innodb_flush_log_at_trx_commit=0

innodb_flush_log_at_trx_commit为0时，master thread中每1秒进行一次重做日志的fsync操作，因此实例crash最多丢失1秒中内的事务。（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）数值0的话，是一种折中的做法，它的IO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D。

2.7、写入redo log buffer过程

2.7.1、Mini-Transaction

??MySQL把底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个Mini-Transaction，简称mtr。比如，向某个索引对应的B+树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。

2.7.2、redo日志写入log buffer

??向log buffer中写入redo日志的过程是顺序的，也就是先往前面的block中写，当该block的空闲空间用完之后再往下一个block中写。当我们像往log buffer中写入redo日志时，第一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。

??一个mtr执行过程中可能会产生若干条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放到一个地方，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。

2.7.3、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真正能存储的数据就是512-12-8=492字节。真正的redo日志都是存储到占用496字节大小的log block body中。

• log block header中属性如下：
  • LOG_BLOCK_HDR_NO：log buffer是由log buffer组成，在内部log buffer就好似一个数组。因此LOG_BLOCK_HDR_NO用来标记这个数组中的位置。其是递增并且循环使用的，占用4个字节，但是由于第一位用来判断是否是flush bit，所以最大的值为2G。
  • LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN：表示block中已经使用了多少字节，初始值为12（因为log block body从第12个字节处开始）。随着往block中写入的redo日志越来越多，本属性值也跟着增长。如果log block body已经被写满，那么本属性的值被设置为512.
  • LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP：一条redo日志也可以称之为一条redo日志记录（redo log record），一个mtr会生产多条redo日志记录，这些redo日志记录被称之为redo日志记录组（redo log record group）。LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP就代表该block中第一个mtr生成的redo日志记录组的偏移量（其实也就是这个block里第一个mtr生成的第一条redo日志的偏移量）。如果该值的大小和LOG_BLOCK_HDR_DATE_LEN相同，则表示当前log block不包含新的日志。
  • LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO：占用4字节，表示该log block最后被写入时的checkpoint。
• log block trailer中属性如下：
  • LOG_BLOCK_CHECKSUM：表示block的校验值，用于正确性校验（其值和LOG_BLOCK_HDR_NO相同）。

2.8、redo log file

2.8.1、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./，表示在数据库的数据目录录下。MySQL默认数据目录下默认由两个名为ib_log_file0和ib_logfile1的文件，log buffer中日志默认情况下就是刷新到这两个磁盘文件中。此redo日记文件位置还可以修改。
• 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。
• innodb_flush_log_at_trx_commit：控制redo log刷新到磁盘的策略，默认为1.
• innodn_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.

2.8.2、日志文件组

??磁盘上的redo日志文件不止一个，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，以此类推。如果写到最后一个文件，那就重写转到ib_logfile0继续写。

2.8.3、checkpoing

??在整个日志文件组中还有两个重要的属性，分别时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。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。

三、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就是先写入一个undo log。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。

3.1、Undo日志的作用

• 回滚数据
  • undo是逻辑日志，因此只是将数据库逻辑地恢复到原来地样子。所有修改都被逻辑地取消，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控制系统中，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，因为这样会影响其它事务正在进行的工作。
• MVCC
  • undo的另一个作用是MVCC，即在InnoDB存储引擎中MVCC的实现是通过undo来实现的。当用户读取一行记录时，若该纪录已经被其它事务占用，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。

3.2、Undo的存储结构

3.2.1、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InnoDB 1.1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.
• 在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了128*1024。

??虽然InnoDB 1.1版本支持了128个rollback segment，但是这些rollback segment都存储与共享表空间ibdata中。从InnoDB 1.2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_driectory：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。该参数默认值为“.”，表示当前InnoDB存储引擎的目录。
• 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。
• innnodb_undo_tablespaces：设置构成rollback segment文件的数量，这样rollback segment可以较为平均的分布在多个文件中。设置该参数后，会在路径innodb_undo_directory看到undo为前缀的文件，该文件就该表rollback segment文件。

??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undo页中进行undo log的写入。我们知道MySQL默认的一页的大小是16K，为每一个事务分配一个页，是十分浪费的。于是undo页就被设计的可以重用了。当事务提交时，并不会立即删除undo页。因为重用，所以这个undo页可能混杂着其它事务的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，其它事务的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。

3.2.2、回滚段与事务

• 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。
• 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。
• 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。
• 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。
• 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

3.2.3、回滚段中的数据分类

• 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它事务的数据覆盖。
• 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。
• 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，会优先覆盖“事务已经提交并过期的数据”.

??事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。这是因为可能还有其它事务需要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及undo log所在页有purge线程来判断。

3.2.4、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。因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其它事务不可见（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：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。

purge线程两个主要作用：清理undo log页和清除page里面带有Delete_Bit标识的数据行。在InnoDB中，事务中delete操作实际上并不是真正删除掉数据行，而是一种Delete Mark操作，在记录上标识Delete_Bit，而不删除事务。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。

3.2.5、undo log的生命周期

3.2.5.1、简要生成过程

??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. start transaction;
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;

• 在1~8步骤中的任意一步系统宕机，事务为提交，该事务就不会对磁盘上的数据做任何影响
• 如果在8~9之间宕机，恢复之后可以选择回滚，也可以选择继续完成事务提交，因为此时redo log已经持久化
• 若在9之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复后，可以根据redo log把数据刷回磁盘

3.2.5.2、详细生成过程

??对于InnoDB存储引擎来说，每个行记录记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列：

• DB_ROW_ID：如果没有为表显示的定义主键，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
• 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ID写入trx_id中
• DB_ROLL_PRT：回滚指针，本质上就是指向undo log的指针

??当我们执行INSERT时，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。当我们执行UPDATE时，对于更新的操作会产生update undo log，并且会分更新主键和不更新主键的。这时会把老的记录写入新的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）。对于更新主键的操作，会先把原来的数据deletemark标识打开，这时并没有真正的删除数据，真正的删除会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记录的时变更前的日志，并且每个undo log的序号是递增的，那么当要回滚数据的时候，按照序号依次向前推，就可以找到我们的原始数据了。