MySQL高级篇

事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那么事务的四种特性到底是基于什么机制实现呢？

有的DBA或许会认为UNDO是REDO的逆过程，其实不然。REDO和UNDO都可以视为是一种 恢复操作，但是：

InnoDB存储引擎是以 页为单位 来管理存储空间的。在真正访问页面之前，需要把在 磁盘 上的页缓存到内存中的 Buffer Pool 之后才可以访问。所有的变更都必须先更新缓冲池中的数据，然后缓冲池中的 脏页 会以一定的频率被刷入磁盘（checkPoint机制），通过缓冲池来优化CPU和磁盘之间的鸿沟，这样就可以保证整体的性能不会下降太快。

一方面，缓冲池可以帮助我们消除CPU和磁盘之间的鸿沟，checkpoint机制可以保证数据的最终落盘，然而由于checkpoint并不是每次变更的时候就触发的，而是master线程隔一段时间去处理的。所以最坏的情况就是事务提交后，刚写完缓冲池，数据库宕机了，那么这段数据就是丢失的，无法恢复。

另一方面，事务包含持久性的特性，就是说对于一个已经提交的事务，在事务提交后即使系统发生了崩溃，这个事务对数据库中所做的更改也不能丢失。

那么如何保证这个持久性呢？

一个简单的做法： 在事务提交完成之前把该事务所修改的所有页面都刷新到磁盘，但是这个简单粗暴的做法有些问题：

修改量与刷新磁盘工作量严重不成比例 有时候我们仅仅修改了某个页面中的一个字节，但是我们知道在InnoDB中是以页为单位来进行磁盘io的，也就是说我们在该事务提交时不得不将一个完整的页面从内存中刷新到磁盘，我们又知道一个页面默认是16KB大小，只修改一个字节就要刷新16KB的数据到磁盘上显然是太小题大做了。

随机IO刷新较慢 一个事务可能包含很多语句，即使是一条语句也可能修改许多页面，假如该事务修改的这些页面可能并不相邻，这就意味着在将某个事务修改的Buffer Pool中的页面 刷新到磁盘 时，需要进行很多的 随机IO，随机IO比顺序IO要慢，尤其对于传统的机械硬盘来说。

另一个解决的思路： 我们只是想让已经提交了的事务对数据库中数据所做的修改永久生效，即使后来系统崩溃，在重启后也能把这种修改恢复出来。所以我们其实没有必要在每次事务提交时就把该事务在内存中修改过的全部页面刷新到磁盘，只需要把修改了哪些东西记录一下就好。比如，某个事务将系统表空间中第10号页面中偏移量为100处的那个字节的值1改成2。我们只需要记录一下：将第0号表空间的10号页面的偏移量为100处的值更新为 2 。

InnoDB引擎的事务采用了WAL技术(Write-Ahead Logging )，这种技术的思想就是 先写日志，再写磁盘，只有日志写入成功，才算事务提交成功，这里的日志就是redo log。当发生宕机且数据未刷到磁盘的时候，可以通过redo log来恢复，保证ACID中的D，这就是redo log的作用。

1）好处

2）特点

Redo log可以简单分为以下两个部分：重做日志的缓冲 、 重做日志文件

参数设置：innodb_log_buffer_size： redo log buffer 大小，默认16M，最大值是4096M，最小值为1M。

以一个更新事务为例，redo log 流转过程，如下图所示：

第1步：先将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝 第2步：生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值 第3步：当事务commit时，将redo log buffer中的内容刷新到 redo log file，对 redo log file采用追加写的方式 第4步：定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中

体会： Write-Ahead Log(预先日志持久化)：在持久化一个数据页之前，先将内存中相应的日志页持久化。

redo log的写入并不是直接写入磁盘的，InnoDB引擎会在写redo log的时候先写redo log buffer，之后以 一定的频率 刷入到真正的redo log file 中。这里的一定频率怎么看待呢？这就是我们要说的刷盘策略。

注意：redo log buffer刷盘到redo log file的过程并不是真正的刷到磁盘中去，只是刷入到文件系统缓存（page cache）中去（这是现代操作系统为了提高文件写入效率做的一个优化），真正的写入会交给系统自己来决定（比如page cache足够大了）。那么对于InnoDB来说就存在一个问题，如果交给系统来同步，同样如果系统宕机，那么数据也丢失了（虽然整个系统宕机的概率还是比较小的）。

针对这种情况，InnoDB给出innodb_flush_log_at_trx_commit参数，该参数控制 commit提交事务时，如何将 redo log buffer 中的日志刷新到 redo log file 中。它支持三种策略：

1）流程图

小结： innodb_flush_log_at_trx_commit=1 为1时，只要事务提交成功,redo log记录就一定在硬盘里，不会有任何数据丢失。 如果事务执行期间MySQL挂了或宕机，这部分日志丢了，但是事务并没有提交，所以日志丢了也不会有损失。可以保证ACID的D，数据绝对不会丢失，但是 效率最差的。 建议使用默认值，虽然操作系统宕机的概率理论小于数据库宕机的概率，但是一般既然使用了事务，那么数据的安全相对来说更重要些。

小结： innodb_flush_log_at_trx_commit=2 为2时，只要事务提交成功,redo log buffer中的内容只写入文件系统缓存（ page cache )。 如果仅仅只是MySQL挂了不会有任何数据丢失，但是操作系统宕机可能会有1秒数据的丢失，这种情况下无法满足ACID中的D。但是数值2肯定是效率最高的。

小结： innodb_flush_log_at_trx_commit=0 为0时,master thread中每1秒进行一次重做日志的fsync操作，因此实例crash最多丢失1秒钟内的事务。(master thread是负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘，保证数据的一致性) innodb_flush_log_at_trx_commit=0的话，是一种折中的做法，它的IO效率理论是高于1的，低于2的，这种策略也有丢失数据的风险，也无法保证D。

2）举例

比较innodb_flush_log_at_trx_commit对事务的影响。

改变参数 innodb_flush_log_at_trx_commit，重新测试

而形成这个现象的主要原因是:后俩者大大减少了fsync的次数，从而提高了数据库执行的性能。

下表显示了在innodb_flush_log_at_trx_commit的不同设置下，调用存储过程p_load插入3万行记录所需的时间:

而针对上述存储过程，为了提高事务的提交性能，应该在将3万行记录插入表后进行一次的COMMIT操作，而不是每插入一条记录后进行一次COMMIT操作。这样做的好处是可以使事务方法在rollback时回滚到事务最开始的确定状态。

虽然用户可以通过设置参数innodb_flush_log_at_trx_commit为o或2来提高事务提交的性能，但需清楚，这种设置方法丧失了事务的ACID特性。

1）补充概念：Mini-Transaction

MySQL把对底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个 Mini-Transaction，简称 mtr，比如，向某个索引对应的B+树中插入一条记录的过程就是一个Mini-Transaction。一个所谓的mtr可以包含一组redo日志，在进行崩溃恢复时这一组redo日志作为一个不可分割的整体。

一个事务可以包含若干条语句，每一条语句其实是由若干个mtr组成，每一个mtr又可以包含若干条redo日志，画个图表示它们的关系就是这样：

2）redo 日志写入log buffer

向 log buffer 中写入redo日志的过程是顺序的，也就是先往前边的block中写，当该block的空闲空间用完之后再往下一个block中写。当我们想往log buffer中写入redo日志时，第一个遇到的问题就是应该写在哪个 block 的哪个偏移量处，所以InnoDB的设计者特意提供了一个称之为 buf_free 的全局变量，该变量指明后续写入的redo日志应该写入到log buffer中的哪个位置，如图所示：

一个mtr执行过程中可能产生若干条redo日志，这些redo日志是一个不可分割的组，所以其实并不是每生成一条redo日志，就将其插入到log buffer中，而是每个mtr运行过程中产生的日志先暂时存到一个地方，当该mtr结束的时候，将过程中产生的一组redo日志再全部复制到log buffer中。我们现在假设有两个名为T1、T2的事务，每个事务都包含2个mtr，我们给这几个mtr命名一下:

事务T1的两个mtr分别称为mtr_T1_1和mtr_T1_2。 事务T2的两个mtr分别称为mtr_T2_1和mtr_T2_2。 每个mtr都会产生一组redo日志，用示意图来描述一下这些mtr产生的日志情况：

不同的事务可能是 并发 执行的，所以 T1 、 T2 之间的 mtr 可能是 交替执行 的。每当一个mtr执行完成时，伴随该mtr生成的一组redo日志就需要被复制到log buffer中，也就是说不同事务的mtr可能是交替写入log buffer的，我们画个示意图(为了美观，我们把一个mtr中产生的所有的redo日志当作一个整体来画)︰

有的mtr产生的redo日志量非常大，比如mtr_t1_2产生的redo日志占用空间比较大，占用了3个block来存储。

3）redo log block的结构图

一个redo log block是由 日志头、日志体、日志尾 组成。日志头占用12字节，日志尾占用8字节，所以一个block真正能存储的数据就是512-12-4=496字节。

为什么一个block设计成512字节? 这个和磁盘的扇区有关，机械磁盘默认的扇区就是512字节，如果你要写入的数据大于512字节，那么要写入的扇区肯定不止一个，这时就要涉及到盘片的转动，找到下一个扇区，假设现在需要写入两个扇区A和B，如果扇区A写入成功，而扇区B写入失败，那么就会出现 非原子性的写入，而如果每次只写入和扇区的大小一样的512字节，那么每次的写入都是原子性的。

真正的redo日志都是存储到占用496字节大小的log block body中，图中的log block header和log block trailer存储的是一些管理信息。我们来看看这些所谓的 管理信息 都有什么。

1）相关参数设置

innodb_log_group_home_dir：指定 redo log 文件组所在的路径，默认值为./，表示在数据库的数据目录下。MySQL的默认数据目录（var/lib/mysql）下默认有两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的文件，log buffer中的日志默认情况下就是刷新到这两个磁盘文件中。此redo日志文件位置还可以修改。

innodb_log_files_in_group：指明redo log file的个数，命名方式如：ib_logfile0，ib_logfile1… ib_logfilen。默认2个，最大100个。

innodb_flush_log_at_trx_commit：控制 redo log 刷新到磁盘的策略，默认为1。

innodb_log_file_size：单个 redo log 文件设置大小，默认值为 48M 。最大值为512G，注意最大值指的是整个 redo log 系列文件之和，即（innodb_log_files_in_group * innodb_log_file_size ）不能大于最大值512G。

根据业务修改其大小，以便容纳较大的事务。编辑my.cnf文件并重启数据库生效，如下所示

在数据库实例更新比较频繁的情况下，可以适当加大redo log组数和大小。但也不推荐redo log 设置过大,在MySQL崩溃恢复时会重新执行REDO日志中的记录。

2）日志文件组

从上边的描述中可以看到，磁盘上的 redo 日志文件不只一个，而是以一个 日志文件组 的形式出现的。这些文件以ib_logfile[数字]（数字可以是0、1、2…）的形式进行命名，每个的redo日志文件大小都是一样的。在将redo日志写入日志文件组时，是从ib_logfile0开始写，如果ib_logfile0写满了，就接着ib_logfile1写。同理，ib_logfile1写满了就去写ib_logfile2，依此类推。如果写到最后一个文件该咋办?那就重新转到ib_logfile0继续写，所以整个过程如下图所示：

总共的redo日志文件大小其实就是： innodb_log_file_size × innodb_log_files_in_group 。

采用循环使用的方式向redo日志文件组里写数据的话，会导致后写入的redo日志覆盖掉前边写的redo日志？当然！所以InnoDB的设计者提出了checkpoint的概念。

3）checkpoint

在整个日志文件组中还有两个重要的属性，分别是write pos、checkpoint

每次刷盘 redo log 记录到日志文件组中，write pos位置就会后移更新。每次MySQL加载日志文件组恢复数据时，会清空加载过的redo log记录，并把 checkpoint后移更新。write pos和checkpoint之间的还空着的部分可以用来写入新的redo log记录。

如果 write pos 追上 checkpoint ，表示日志文件组满了，这时候不能再写入新的 redo log记录，MySQL 得停下来，清空一些记录，把 checkpoint 推进一下。

相信大家都知道redo log的作用和它的刷盘时机、存储形式: InnoDB的更新操作采用的是Write Ahead Log(预先日志持久化)策略，即先写日志，再写入磁盘。

redo log是事务持久性的保证，undo log是事务原子性的保证。在事务中更新数据的前置操作其实是要先写入一个 undo log 。

事务需要保证原子性，也就是事务中的操作要么全部完成，要么什么也不做。但有时候事务执行到一半会出现一些情况，比如：

以上情况出现，我们需要把数据改回原先的样子，这个过程称之为回滚，这样就可以造成一个假象：这个事务看起来什么都没做，所以符合原子性要求。

每当我们要对一条记录做改动时(这里的 改动 可以指INSERT、DELETE、UPDATE )，都需要"留一手"——把回滚时所需的东西记下来。比如：

MySQL把这些为了回滚而记录的这些内容称之为 撤销日志 或者 回滚日志(即undo log )。注意，由于查询操作( SELECT）并不会修改任何用户记录，所以在查询操作执行时，并不需要记录 相应的undo日志。

此外，undo log 会产生redo log，也就是undo log的产生会伴随着redo log的产生，这是因为undo log也需要持久性的保护。

作用1：回滚数据 用户对undo日志可能 有误解：undo用于将数据库物理地恢复到执行语句或事务之前的样子。但事实并非如此。undo是 逻辑日志，因此只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。所有修改都被逻辑地取消了，但是数据结构和页本身在回滚之后可能大不相同。

这是因为在多用户并发系统中，可能会有数十、数百甚至数千个并发事务。数据库的主要任务就是协调对数据记录的并发访问。比如，一个事务在修改当前一个页中某几条记录，同时还有别的事务在对同一个页中另几条记录进行修改。因此，不能将一个页回滚到事务开始的样子，因为这样会影响其他事务正在进行的工作。

作用2：MVCC（详情看第16章） undo的另一个作用是MVCC，即在InnoDB存储引擎中MVCC的实现是通过undo来完成。当用户读取一行记录时，若该记录已经被其他事务占用，当前事务可以通过undo读取之前的行版本信息，以此实现非锁定读取。

1）回滚段与undo页

InnoDB对undo log的管理采用段的方式，也就是回滚段（rollback segment）。每个回滚段记录了1024个undo log segment，而在每个undo log segment段中进行undo页的申请。

在 InnoDB1.1版本之前 （不包括1.1版本），只有一个rollback segment，因此支持同时在线的事务限制为 1024 。虽然对绝大多数的应用来说都已经够用。

从1.1版本开始InnoDB支持最大 128个rollback segment ，故其支持同时在线的事务限制提高到了 128*1024

虽然InnoDB1.1版本支持了128个rollback segment，但是这些rollback segment都存储于共享表空间ibdata中。从InnoDB1.2版本开始，可通过参数对rollback segment做进一步的设置。这些参数包括：

undo页的重用

当我们开启一个事务需要写undo log的时候，就得先去undo log segment中去找到一个空闲的位置，当有空位的时候，就去申请undo页，在这个申请到的undo页中进行undo log的写入。我们知道mysql默认一页的大小是16k。为每一个事务分配一个页，是非常浪费的（除非你的事务非常长)，假设你的应用的TPS(每秒处理的事务数目）为1000，那么1s就需要1000个页，大概需要16M的存储，1分钟大概需要1G的存储。如果照这样下去除非MySQL清理的非常勤快，否则随着时间的推移，磁盘空间会增长的非常快，而且很多空间都是浪费的。

于是undo页就被设计的可以 重用 了，当事务提交时，并不会立刻删除undo页。因为重用，所以这个undo页可能混杂着其他事务的undo log。undo log在commit后，会被放到一个链表中，然后判断undo页的使用空间是否 小于3/4，如果小于3/4的话，则表示当前的undo页可以被重用，那么它就不会被回收，其他事务的undo log可以记录在当前undo页的后面。由于undo log是离散的，所以清理对应的磁盘空间时，效率不高。

2）回滚段与事务

3）回滚段中的数据分类

事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。这是因为可能还有其他事务需要通过undo log来得到行记录之前的版本。故事务提交时将undo log放入一个链表中，是否可以最终删除undo log及undo log所在页由purge线程来判断。

在InnoDB存储引擎中，undo log分为：

1）简要生成过程

以下是undo+redo事务的简化过程 假设有2个数值，分别为A=1和B=2，然后将A修改为3，B修改为4

2）详细生成过程

对于InnoDB引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列：

当我们执行INSERT时：

插入的数据都会生成一条insert undo log，并且数据的回滚指针会指向它。 undo log会记录undo log的序号、插入主键的列和值…，那么在进行rollback的时候，通过主键直接把对应的数据删除即可。 当我们执行UPDATE时： 对于更新的操作会产生update undo log，并且会分更新主键的和不更新主键的，假设现在执行:

这时会把老的记录写入新的undo log，让回滚指针指向新的undo log，它的undo no是1，并且新的undo log会指向老的undo log (undo no=0)。

假设现在执行：

对于更新主键的操作，会先把原来的数据deletemark标识打开，这时并没有真正的删除数据，真正的删除会交给清理线程去判断，然后在后面插入一条新的数据，新的数据也会产生undo log，并且undo log的序号会递增。可以发现每次对数据的变更都会产生一个undo log，当一条记录被变更多次时，那么就会产生多条undo log，undo log记录的是变更前的日志，并且每个undo log的序号是递增的，那么当要回滚的时候，按照序号 依次向前推，就可以找到我们的原始数据了。

3）undo log是如何回滚的

以上面的例子来说，假设执行rollback，那么对应的流程应该是这样：

4）undo log的删除

补充: purge线程两个主要作用是: 清理undo页 和 清除page里面带有Delete_Bit标识的数据行。在InnoDB中，事务中的Delete操作实际上并不是真正的删除掉数据行，而是一种Delete Mark操作，在记录上标识Delete_Bit，而不删除记录。是一种"假删除";只是做了个标记，真正的删除工作需要后台purge线程去完成。

2.6 小结

undo log是逻辑日志，对事务回滚时，只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。 redo log是物理日志，记录的是数据页的物理变化，undo log不是redo log的逆过程。