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MySQL redo与undo

强子1985
 强子1985
发布于 2017/07/25 15:20
字数 2258
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文章转载来自:http://www.cnblogs.com/Bozh/archive/2013/03/18/2966494.html

 

 

00 – Undo Log
Undo Log 是为了实现事务的原子性,在MySQL数据库InnoDB存储引擎中,还用Undo Log来实现多版本并发控制(简称:MVCC)。

- 事务的原子性(Atomicity)
  事务中的所有操作,要么全部完成,要么不做任何操作,不能只做部分操作。如果在执行的过程中发生
  了错误,要回滚(Rollback)到事务开始前的状态,就像这个事务从来没有执行过。

- 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。

除了可以保证事务的原子性,Undo Log也可以用来辅助完成事务的持久化。

- 事务的持久性(Durability)
  事务一旦完成,该事务对数据库所做的所有修改都会持久的保存到数据库中。为了保证持久性,数据库
  系统会将修改后的数据完全的记录到持久的存储上。

- 用Undo Log实现原子性和持久化的事务的简化过程
  假设有A、B两个数据,值分别为1,2。
  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
  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。

缺陷: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。

如果能够将数据缓存一段时间,就能减少IO提高性能。但是这样就会丧失事务的持久性。因此引入了另外一
种机制来实现持久化,即Redo Log.

01 – Redo Log

- 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。

- Undo + Redo事务的简化过程
  假设有A、B两个数据,值分别为1,2.
  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

Undo + Redo事务的特点
  A. 为了保证持久性,必须在事务提交前将Redo Log持久化。
  B. 数据不需要在事务提交前写入磁盘,而是缓存在内存中。
  C. Redo Log 保证事务的持久性。
  D. Undo Log 保证事务的原子性。
  E. 有一个隐含的特点,数据必须要晚于redo log写入持久存储。

- IO性能
  Undo + Redo的设计主要考虑的是提升IO性能。虽说通过缓存数据,减少了写数据的IO.
  但是却引入了新的IO,即写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。
  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:

  A. 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,通过顺序IO来改善性能。
  B. 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.当需要将日志刷新到磁盘时
     (如事务提交),将许多日志一起写入磁盘.
  C. 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。例如,Redo Log中的记录内容可能是这样的:
     记录1: <trx1, insert …>
     记录2: <trx2, update …>
     记录3: <trx1, delete …>
     记录4: <trx3, update …>
     记录5: <trx2, insert …>
  D. 因为C的原因,当一个事务将Redo Log写入磁盘时,也会将其他未提交的事务的日志写入磁盘。
  E. 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。

02 – 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
  的处理.有2中不同的恢复策略:

  A. 进行恢复时,只重做已经提交了的事务。
  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。

- InnoDB存储引擎的恢复机制
  mysql数据库InnoDB存储引擎使用了B策略, InnoDB存储引擎中的恢复机制有几个特点:

  A. 在重做Redo Log时,并不关心事务性。 恢复时,没有BEGIN,也没有COMMIT,ROLLBACK的行为。
     也不关心每个日志是哪个事务的。尽管事务ID等事务相关的内容会记入Redo Log,这些内容只是被当作
     要操作的数据的一部分。
  B. 使用B策略就必须要将Undo Log持久化,而且必须要在写Redo Log之前将对应的Undo Log写入磁盘。
     Undo和Redo Log的这种关联,使得持久化变得复杂起来。为了降低复杂度,InnoDB将Undo Log看作
     数据,因此记录Undo Log的操作也会记录到redo log中。这样undo log就可以象数据一样缓存起来,
     而不用在redo log之前写入磁盘了。
     包含Undo Log操作的Redo Log,看起来是这样的:
     记录1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
     记录2: <trx1, insert …>
     记录3: <trx2, Undo log insert <undo_update …>>
     记录4: <trx2, update …>
     记录5: <trx3, Undo log insert <undo_delete …>>
     记录6: <trx3, delete …>
  C. 到这里,还有一个问题没有弄清楚。既然Redo没有事务性,那岂不是会重新执行被回滚了的事务?
     确实是这样。同时Innodb也会将事务回滚时的操作也记录到redo log中。回滚操作本质上也是
     对数据进行修改,因此回滚时对数据的操作也会记录到Redo Log中。
     一个回滚了的事务的Redo Log,看起来是这样的:
     记录1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
     记录2: <trx1, insert A…>
     记录3: <trx1, Undo log insert <undo_update …>>
     记录4: <trx1, update B…>
     记录5: <trx1, Undo log insert <undo_delete …>>
     记录6: <trx1, delete C…>
     记录7: <trx1, insert C>
     记录8: <trx1, update B to old value>
     记录9: <trx1, delete A>
     一个被回滚了的事务在恢复时的操作就是先redo再undo,因此不会破坏数据的一致性.

- InnoDB存储引擎中相关的函数
  Redo: recv_recovery_from_checkpoint_start()
  Undo: recv_recovery_rollback_active()
  Undo Log的Redo Log: trx_undof_page_add_undo_rec_log()

 

总结

redo和undo是两种不同的innodb事务实现机制,它们都需要用到ib_logfile日志文件;

redo:是先记录操作日志,虽然记录操作日志也是应用了缓存(innodb_log_buffer)但是它还是比数据更新之前更新redo日志到磁盘日志文件中,数据的更新会在后面的线程刷新操作过程中被更新,redo操作事务提交后只有日志被持久化数据暂时未被持久化。

undo:undo操作也使用了缓存,只是它在事务提交的时候会同时将数据和日志更新到磁盘,这步操作就是和redo的主要区别,并且该操作对磁盘IO的消耗非常大,所以undo操作保证了事务的原子性,事务一旦提交数据也被持久化了。

本文转载自:http://blog.csdn.net/chast_cn/article/details/50910861

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