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InnoDB的Redo Undo Log

編輯:MySQL綜合教程

InnoDB的Redo Undo Log   本文是介紹MySQL數據庫InnoDB存儲引擎重做日志漫游  – Undo Log  Undo Log 是為了實現事務的原子性,在MySQL數據庫InnoDB存儲引擎中,還用Undo Log來實現多版本並發控制(簡稱:MVCC)。   - 事務的原子性(Atomicity)    事務中的所有操作,要麼全部完成,要麼不做任何操作,不能只做部分操作。如果在執行的過程中發生    了錯誤,要回滾(Rollback)到事務開始前的狀態,就像這個事務從來沒有執行過。   - 原理    Undo Log的原理很簡單,為了滿足事務的原子性,在操作任何數據之前,首先將數據備份到一個地方    (這個存儲數據備份的地方稱為Undo Log)。然後進行數據的修改。如果出現了錯誤或者用戶執行了    ROLLBACK語句,系統可以利用Undo Log中的備份將數據恢復到事務開始之前的狀態。   除了可以保證事務的原子性,Undo Log也可以用來輔助完成事務的持久化。   - 事務的持久性(Durability)    事務一旦完成,該事務對數據庫所做的所有修改都會持久的保存到數據庫中。為了保證持久性,數據庫    系統會將修改後的數據完全的記錄到持久的存儲上。   - 用Undo Log實現原子性和持久化的事務的簡化過程    假設有A、B兩個數據,值分別為1,2。    A.事務開始.    B.記錄A=1到undo log.    C.修改A=3.    D.記錄B=2到undo log.    E.修改B=4.    F.將undo log寫到磁盤。    G.將數據寫到磁盤。    H.事務提交    這裡有一個隱含的前提條件:‘數據都是先讀到內存中,然後修改內存中的數據,最後將數據寫回磁盤’。     之所以能同時保證原子性和持久化,是因為以下特點:    A. 更新數據前記錄Undo log。    B. 為了保證持久性,必須將數據在事務提交前寫到磁盤。只要事務成功提交,數據必然已經持久化。    C. Undo log必須先於數據持久化到磁盤。如果在G,H之間系統崩潰,undo log是完整的,       可以用來回滾事務。    D. 如果在A-F之間系統崩潰,因為數據沒有持久化到磁盤。所以磁盤上的數據還是保持在事務開始前的狀態。   缺陷:每個事務提交前將數據和Undo Log寫入磁盤,這樣會導致大量的磁盤IO,因此性能很低。   如果能夠將數據緩存一段時間,就能減少IO提高性能。但是這樣就會喪失事務的持久性。因此引入了另外一  種機制來實現持久化,即Redo Log.  – Redo Log   - 原理    和Undo Log相反,Redo Log記錄的是新數據的備份。在事務提交前,只要將Redo Log持久化即可,    不需要將數據持久化。當系統崩潰時,雖然數據沒有持久化,但是Redo Log已經持久化。系統可以根據    Redo Log的內容,將所有數據恢復到最新的狀態。   - Undo + Redo事務的簡化過程    假設有A、B兩個數據,值分別為1,2.    A.事務開始.    B.記錄A=1到undo log.    C.修改A=3.    D.記錄A=3到redo log.    E.記錄B=2到undo log.    F.修改B=4.    G.記錄B=4到redo log.    H.將redo log寫入磁盤。    I.事務提交   - Undo + Redo事務的特點    A. 為了保證持久性,必須在事務提交前將Redo Log持久化。    B. 數據不需要在事務提交前寫入磁盤,而是緩存在內存中。    C. Redo Log 保證事務的持久性。    D. Undo Log 保證事務的原子性。    E. 有一個隱含的特點,數據必須要晚於redo log寫入持久存儲。   - IO性能    Undo + Redo的設計主要考慮的是提升IO性能。雖說通過緩存數據,減少了寫數據的IO.    但是卻引入了新的IO,即寫Redo Log的IO。如果Redo Log的IO性能不好,就不能起到提高性能的目的。    為了保證Redo Log能夠有比較好的IO性能,InnoDB 的 Redo Log的設計有以下幾個特點:     A. 盡量保持Redo Log存儲在一段連續的空間上。因此在系統第一次啟動時就會將日志文件的空間完全分配。       以順序追加的方式記錄Redo Log,通過順序IO來改善性能。    B. 批量寫入日志。日志並不是直接寫入文件,而是先寫入redo log buffer.當需要將日志刷新到磁盤時       (如事務提交),將許多日志一起寫入磁盤.    C. 並發的事務共享Redo Log的存儲空間,它們的Redo Log按語句的執行順序,依次交替的記錄在一起,       以減少日志占用的空間。例如,Redo Log中的記錄內容可能是這樣的:       記錄1: <trx1, insert …>       記錄2: <trx2, update …>       記錄3: <trx1, delete …>       記錄4: <trx3, update …>       記錄5: <trx2, insert …>    D. 因為C的原因,當一個事務將Redo Log寫入磁盤時,也會將其他未提交的事務的日志寫入磁盤。    E. Redo Log上只進行順序追加的操作,當一個事務需要回滾時,它的Redo Log記錄也不會從       Redo Log中刪除掉。  – 恢復(Recovery)   - 恢復策略    前面說到未提交的事務和回滾了的事務也會記錄Redo Log,因此在進行恢復時,這些事務要進行特殊的    的處理.有2中不同的恢復策略:     A. 進行恢復時,只重做已經提交了的事務。    B. 進行恢復時,重做所有事務包括未提交的事務和回滾了的事務。然後通過Undo Log回滾那些       未提交的事務。   - InnoDB存儲引擎的恢復機制    MySQL數據庫InnoDB存儲引擎使用了B策略, InnoDB存儲引擎中的恢復機制有幾個特點:     A. 在重做Redo Log時,並不關心事務性。 恢復時,沒有BEGIN,也沒有COMMIT,ROLLBACK的行為。       也不關心每個日志是哪個事務的。盡管事務ID等事務相關的內容會記入Redo Log,這些內容只是被當作       要操作的數據的一部分。    B. 使用B策略就必須要將Undo Log持久化,而且必須要在寫Redo Log之前將對應的Undo Log寫入磁盤。       Undo和Redo Log的這種關聯,使得持久化變得復雜起來。為了降低復雜度,InnoDB將Undo Log看作       數據,因此記錄Undo Log的操作也會記錄到redo log中。這樣undo log就可以象數據一樣緩存起來,       而不用在redo log之前寫入磁盤了。       包含Undo Log操作的Redo Log,看起來是這樣的:       記錄1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>       記錄2: <trx1, insert …>       記錄3: <trx2, Undo log insert <undo_update …>>       記錄4: <trx2, update …>       記錄5: <trx3, Undo log insert <undo_delete …>>       記錄6: <trx3, delete …>    C. 到這裡,還有一個問題沒有弄清楚。既然Redo沒有事務性,那豈不是會重新執行被回滾了的事務?       確實是這樣。同時Innodb也會將事務回滾時的操作也記錄到redo log中。回滾操作本質上也是       對數據進行修改,因此回滾時對數據的操作也會記錄到Redo Log中。       一個回滾了的事務的Redo Log,看起來是這樣的:       記錄1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>       記錄2: <trx1, insert A…>       記錄3: <trx1, Undo log insert <undo_update …>>       記錄4: <trx1, update B…>       記錄5: <trx1, Undo log insert <undo_delete …>>       記錄6: <trx1, delete C…>       記錄7: <trx1, insert C>       記錄8: <trx1, update B to old value>       記錄9: <trx1, delete A>       一個被回滾了的事務在恢復時的操作就是先redo再undo,因此不會破壞數據的一致性.   - InnoDB存儲引擎中相關的函數    Redo: recv_recovery_from_checkpoint_start()    Undo: recv_recovery_rollback_active()    Undo Log的Redo Log: trx_undof_page_add_undo_rec_log()

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