mysql基础知识----redo和undo日志

数据库通常借助⽇志来实现事务，常见的有undo log、redo log，undo/redo log都能保证事务特性，undolog实现事务原⼦性，redolog实现
事务的持久性。
为了最⼤程度避免数据写⼊时io瓶颈带来的性能问题，MySQL采⽤了这样⼀种缓存机制：当query修改数据库内数据时，InnoDB先将该数据
从磁盘读取到内存中，修改内存中的数据拷贝，并将该修改⾏为持久化到磁盘上的事务⽇志（先写redo log buffer，再定期批量写⼊），⽽
不是每次都直接将修改过的数据记录到硬盘内，等事务⽇志持久化完成之后，内存中的脏数据可以慢慢刷回磁盘，称之为Write-Ahead
Logging。事务⽇志采⽤的是追加写⼊，顺序io会带来更好的性能优势。
为了避免脏数据刷回磁盘过程中，掉电或系统故障带来的数据丢失问题，InnoDB采⽤事务⽇志（redo log）来解决该问题。

⼀、先简单了解⼏个概念

数据库数据存放的⽂件称为data file；
⽇志⽂件称为log file；
数据库数据是有缓存的，如果没有缓存，每次都写或者读物理disk，那性能就太低下了。数据库数据的缓存称为data buffer，⽇志（redo）
缓存称为log buffer。
内存缓冲池
buffer pool如果mysql不⽤内存缓冲池，每次读写数据时，都需要访问磁盘，必定会⼤⼤增加I/O请求，导致效率低下。所以Innodb引擎在读
写数据时，把相应的数据和索引载⼊到内存中的缓冲池(buffer pool)中，⼀定程度的提⾼了数据读写的速度。
buffer pool：占最⼤块内存，⽤来存放各种数据的缓存包括有索引页、数据页、undo页、插⼊缓冲、⾃适应哈希索引、innodb存储的锁信
息、数据字典信息等。⼯作⽅式总是将数据库⽂件按页(每页16k)读取到缓冲池，然后按最近最少使⽤(lru)的算法来保留在缓冲池中的缓存数
据。如果数据库⽂件需要修改，总是⾸先修改在缓存池中的页(发⽣修改后即为脏页dirty page)，然后再按照⼀定的频率将缓冲池的脏页刷新
到⽂件。
表空间
表空间可看做是InnoDB存储引擎逻辑结构的最⾼层。表空间⽂件：InnoDB默认的表空间⽂件为ibdata1。
段：表空间由各个段组成，常见的段有数据段、索引段、回滚段（undo log段）等。
区：由64个连续的页组成，每个页⼤⼩为16kb，即每个区⼤⼩为1MB。
页：每页16kb，且不能更改。常见的页类型有：数据页、Undo页、系统页、事务数据页、插⼊缓冲位图页、插⼊缓冲空闲列表页、未
压缩的⼆进制⼤对象页、压缩的⼆进制⼤对象页。
redo log 和undo log
　　为了满⾜事务的持久性，防⽌buffer pool数据丢失，innodb引⼊了redo log。为了满⾜事务的原⼦性，innodb引⼊了undo log。

⼆、undo log

Undo log 是为了实现事务的原⼦性。还⽤Undo Log来实现多版本并发控制(简称：MVCC)。
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)

1. 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。
2. update分为两种情况：update的列是否是主键列。
3. 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。
4. 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。

①事务的原⼦性

事务的所有操作，要么全部完成，要不都不做，不能只做⼀半。如果在执⾏的过程中发⽣了错误，要回到事务开始时的状态，所有的操
作都要回滚。

②原理

Undo Log的原理很简单，为了满⾜事务的原⼦性，在操作任何数据之前，⾸先将数据备份到⼀个地⽅（这个存储数据备份的地⽅称为Undo Log）。然后进⾏数据的修改。如果出现了错误或者⽤户执⾏了ROLLBACK语句，系统可以利⽤Undo Log中的备份将数据恢复到事务
开始之前的状态。
假设有A、B两个数据，值分别为1,2。进⾏+2的事务操作。

A.事务开始. 
B.记录A=1到undo log. 
C.修改A=3. 
D.记录B=2到undo log. 
E.修改B=4. 
F.将undo log写到磁盘。
G.将数据写到磁盘。
H.事务提交
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这⾥有⼀个隐含的前提条件：‘数据都是先读到内存中，然后修改内存中的数据，最后将数据写回磁盘’。
之所以能同时保证原⼦性和持久化，是因为以下特点：
A. 更新数据前记录Undo log。
B. 为了保证持久性，必须将数据在事务提交前写到磁盘。只要事务成功提交，数据必然已经持久化。
C. Undo log必须先于数据持久化到磁盘。如果在G,H之间系统崩溃，undo log是完整的,可以⽤来回滚事务。
D. 如果在A-F之间系统崩溃,因为数据没有持久化到磁盘。所以磁盘上的数据还是保持在事务开始前的状态。
缺点：每个事务提交前将数据和Undo Log写⼊磁盘，这样会导致⼤量的磁盘IO，因此性能很低。

三、Redo Log

redo log就是保存执⾏的SQL语句到⼀个指定的Log⽂件，当mysql执⾏数据恢复时，重新执⾏redo log记录的SQL操作即可。
更正：
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)。
引⼊buffer pool会导致更新的数据不会实时持久化到磁盘，当系统崩溃时，虽然buffer pool中的数据丢失，数据没有持久化，但是系统可以
根据Redo Log的内容，将所有数据恢复到最新的状态。redo log在磁盘上作为⼀个独⽴的⽂件存在。默认情况下会有两个⽂件，名称分别为
ib_logfile0和ib_logfile1。
参数innodb_log_file_size指定了redo log的⼤⼩；innodb_log_file_in_group指定了redo log的数量，默认为2; innodb_log_group_home_dir
指定了redo log所在路径。
ROLLBACK语句，系统可以利⽤Undo Log中的备份将数据恢复到事务开始之前的状态。与redo log不同的是，磁盘上不存在单独的undo
log⽂件，它存放在数据库内部的⼀个特殊段(segment)中，这称为undo段(undo segment)，undo段位于共享表空间内。
Innodb为每⾏记录都实现了三个隐藏字段：
6字节的事务ID（DB_TRX_ID）
7字节的回滚指针（DB_ROLL_PTR）
隐藏的ID
redo log的记录内容
undo log和 redo log本⾝是分开的。innodb的undo log是记录在数据⽂件(ibd)中的，⽽且innodb将undo log的内容看作是数据，因此对undo
log本⾝的操作(如向undo log中插⼊⼀条undo记录等)，都会记录redo log。undo log可以不必⽴即持久化到磁盘上。即便丢失了，也可以通
过redo log将其恢复。因此当插⼊⼀条记录时：

1. 向undo log中插⼊⼀条undo log记录。
2. 向redo log中插⼊⼀条”插⼊undo log记录“的redo log记录。
3. 插⼊数据。
4. 向redo log中插⼊⼀条”insert”的redo log记录。
   redo log的io性能
   为了保证Redo Log能够有⽐较好的IO性能，InnoDB 的 Redo Log的设计有以下⼏个特点：
5. 尽量保持Redo Log存储在⼀段连续的空间上。因此在系统第⼀次启动时就会将⽇志⽂件的空间完全分配。以顺序追加的⽅式记录
   Redo Log。
6. 批量写⼊⽇志。⽇志并不是直接写⼊⽂件，⽽是先写⼊redo log buffer,然后每秒钟将buffer中数据⼀并写⼊磁盘
7. 并发的事务共享Redo Log的存储空间，它们的Redo Log按语句的执⾏顺序，依次交替的记录在⼀起，以减少⽇志占⽤的空间。
8. Redo Log上只进⾏顺序追加的操作，当⼀个事务需要回滚时，它的Redo Log记录也不会从Redo Log中删除掉。
   ①原理
   　　和Undo Log相反，Redo Log记录的是新数据的备份。在事务提交前，只要将Redo Log持久化即可，不需要将数据持久化。当系统崩溃
   时，虽然数据没有持久化，但是Redo Log已经持久化。系统可以根据Redo Log的内容，将所有数据恢复到最新的状态。

②Undo + Redo事务的简化过程
A.事务开始. 
B.记录A=1到undo log. 
C.修改A=3. 
D.记录A=3到redo log. 
E.记录B=2到undo log. 
F.修改B=4. 
G.记录B=4到redo log. 
H.将redo log写⼊磁盘。
I.事务提交
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四、⼩结

A-G的过程是在内存中进⾏的，相应的操作记录在redo log buffer（B&E），redo log buffer（E&G）中，事务执⾏结果（此时未提交）也存
在db buffer中（C&F），buffer满了就写⼊磁盘当中，如果buffer存储的事务数量都是1个，也就意味着是将⽇志⽴即刷⼊磁盘，那么数据的
⼀致性很好保证。如果存储多个的话，是⼀次事务完成就会先将redo log同步到磁盘当中并有⼀个状态位来记录是否提交，再去真正的提交
事务，将db buffer 中的数据同步到DB的磁盘当中去。要保证在db buffer中的内容写⼊磁盘数据库⽂件之前，应当把log buffer的内容写⼊磁
盘⽇志⽂件。这种⽅式可以减少磁盘IO，增加吞吐量。不过，这种⽅式适⽤于⼀致性要求不⾼的情景。因为如果出现断电等系统故障，log
buffer、db buffer中的完成的事务还没同步到磁盘会丢失。像银⾏这种要求事务较⾼的⼀致性，就⼀定要保证每次事务都要记录到磁盘中，
如果服务器down了的时候去redo log中恢复，重做⼀次已经提交的事务。

五、redo & undo log的作⽤

数据持久化
buffer pool中维护⼀个按脏页修改先后顺序排列的链表，叫flush_list。根据flush_list中页的顺序刷数据到持久存储。按页⾯最早⼀次被
修改的顺序排列。正常情况下，dirty page什么时候flush到磁盘上呢？

1. 当redo空间占满时，将会将部分dirty page flush到disk上，然后释放部分redo log。
2. 当需要在Buffer pool分配⼀个page，但是已经满了，这时候必须 flush dirty pages to disk。⼀般地，可以通过启动参数
   innodb_max_dirty_pages_pct控制这种情况，当buffer pool中的dirty page到达这个⽐例的时候，把dirty page flush到disk中。
3. 检测到系统空闲的时候，会flush。
   数据恢复
   随着时间的积累，Redo Log会变的很⼤。如果每次都从第⼀条记录开始恢复，恢复的过程就会很慢，从⽽⽆法被容忍。为了减少恢复
   的时间，就引⼊了Checkpoint机制。假设在某个时间点，所有的脏页都被刷新到了磁盘上。这个时间点之前的所有Redo Log就不需要
   重做了。系统记录下这个时间点时redo log的结尾位置作为checkpoint。在进⾏恢复时，从这个checkpoint的位置开始即可。
   Checkpoint点之前的⽇志也就不再需要了，可以被删除掉。

六、恢复(Recovery

恢复策略
　　前⾯说到未提交的事务和回滚了的事务也会记录Redo Log，因此在进⾏恢复时,这些事务要进⾏特殊的处理.有2种不同的恢复策略：
A. 进⾏恢复时，只重做已经提交了的事务。（返回给客户端的是已经提交⼀定保证数据的可恢复持久性）
B. 进⾏恢复时，重做所有事务包括未提交的事务和回滚了的事务。然后通过Undo Log回滚那些未提交的事务。⽐如在B-E过程中down机
了，那么恢复时根据undo log去重新模拟当时的情景（但是如果log buffer的空间很⼤，log没有同步到磁盘这个过程就没有办法来进⾏，同
时由于事务没有提交，返回给客户端的值是未提交成功，所以也没有关系）
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