详细分析MySQL事务日志(redo log和undo log)

古城微笑少年丶 2021-07-26 01:40 390阅读 0赞

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 ##

二进制日志相关内容，参考：[MariaDB/MySQL的二进制日志][MariaDB_MySQL]。

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。

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：

![format_png][]

> 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 the **InnoDB log buffer are written to the log file** after each transaction commit and **the 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。

![format_png 1][]

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。

![format_png 2][]

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。

![format_png 3][]

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：

![format_png 4][]

## 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。

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：

![format_png 5][]

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。

![format_png 6][]

## 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=\{ 0|1|2 \}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：

![format_png 7][]

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=\{0|1|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。**

![format_png 8][]

*  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。

[MariaDB_MySQL]: http://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/p/9001061.html#blog5
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[format_png 7]: /images/20210725/83d19d09e2bb443d91be51233e47f94a.png
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