[轉]MySQL日志——Undo | Redo

本文是介紹MySQL數據庫InnoDB存儲引擎重做日志漫游

00 – 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來實現多版本并發控制(簡稱：MVCC)。

- 事務的原子性(Atomicity)
??事務中的所有操作，要么全部完成，要么不做任何操作，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）。然后進行數據的修改。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
? 系統會將修改后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
? 這里有一個隱含的前提條件：‘數據都是先讀到內存中，然后修改內存中的數據，最后將數據寫回磁盤’。

? 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必須先于數據持久化到磁盤。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.

01 – 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，數據必須要晚于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。日志并不是直接寫入文件，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. 并發的事務共享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。

02 – 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。然后通過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，并不關心事務性。 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. 到這里，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()

轉載至:http://www.cnblogs.com/Bozh/archive/2013/03/18/2966494.html