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MySQL数据库InnoDB存储引擎Log漫游(2)

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03 – 日志的内容

- 数据是什么
从不同的角度和层次来看,我们可以将数据库中的数据看作:
A. 关系数据
B. 元组或对象
C. 存在Page中的二进制序列

因此Log中也可以记录不同的内容:

- 物理的日志(Physical Log)
A. 记录完整的Page
B. 记录Page中被修改的部分(page中的偏移,内容和长度).

  优点:因为恢复时,完全不依赖原页面上的内容,所以不要求持久化了的数据保持在一个一致的状态。比如在写一个页面到磁盘上时,系统发生故障,页面上的一部数据写入了磁盘,另一部分丢失了。这时仍然可以恢复出正确的数据。

  缺点:Log记录的内容很多,占用很大的空间。如B-Tree的分裂操作,要记录约一个完整Page的内容。

- 逻辑的日志(Logical Log)
记录在关系(表)上的一个元组操作。
A. 插入一行记录。
B. 修改一行记录。
C. 删除一行记录。
逻辑日志比起物理的日志,显得简洁的多。而且占用的空间也要小的多。但是逻辑日志有2个缺点:
A. 部分执行
例如:表T有2个索引,在向T插入1条记录时,需要分别向2个B-Tree中插入记录。有可能第一个B-Tree插入成功了,但是第二个B-Tree没有插入成功。在恢复或回滚时,需要处理这些特殊情况。
B. 操作的一致性问题
一个插入操作有一个B-Tree的分裂,页A的一半数据移到了B页,A页写入了磁盘,B页没有写入磁盘。如果这时候发生了故障,需要进行恢复,逻辑日志是很难搞定的。逻辑的日志上的‘部分执行’的问题是比较好维护的,但是‘一致性’的问题维护起来是很复杂的。

- 物理和逻辑结合的日志(Physiological Log)
这种日志将物理和逻辑日志相结合,取其利,去其害。从而达到一个相对更好的一个状态。这种日志有2个特点:
A. 物理到page. 将操作细分到页级别。为每个页上的操作单独记日志。比如,一个Insert分别在2个B-Tree的节点上做了插入操作,那么就分别为每一个页的操作记录一条日志。
B. Page内采用逻辑的日志。比如对一个B-Tree的页内插入一条记录时,物理上来说要修改Page Header的内容(如,页内的记录数要加1),要插入一行数据到某个位置,要修改相邻记录里的链表指针,要修改Slot的属性等。从逻辑上来说,就是在这个页内插入了一行记录。因此Page内的逻辑日志只记录:’这是一个插入操作’和’这行数据的内容‘。

MySQL数据库InnoDB存储引擎的Redo Log 记录的就是这种物理和逻辑相结合的日志。使用页内的逻辑日志,可以减少日志占用的空间。但是它毕竟还是逻辑日志,上面提到的2个问题能够避免吗?
A. 页面内的部分执行的情况可以认为不存在了。因为整个页面的操作是原子操作,在完成之前是不会写到磁盘上的。
B. 操作一致性的问题仍然存在。如果在写一个Page到磁盘时发生了故障,可能导致Page Header的记录数被加1了,但是数据没有刷新到磁盘上,总之页面上的数据不一致了。好在这个问题被缩小到了一个页面的范围内,因此比较容易解决。InnoDB存储引擎中用Double Write的方法来解决这个问题。

- Double Write
Double Write的思路很简单:
A. 在覆盖磁盘上的数据前,先将Page的内容写入到磁盘上的其他地方(InnoDB存储引擎中的doublewrite buffer,这里的buffer不是内存空间,是持久存储上的空间).
B. 然后再将Page的内容覆盖到磁盘上原来的数据。

如果在A步骤时系统故障,原来的数据没有被覆盖,还是完整的。如果在B步骤时系统故障,原来的数据不完整了,但是新数据已经被完整的写入了doublewrite buffer.因此系统恢复时就可以用doublewrite buffer中的新Page来覆盖这个不完整的page.

Double write 显然会曾加磁盘的IO。直觉上IO次数增加了1倍,但是性能损失并不是很大。Peter在 innodb-double-write中说性能损失不超过5-10%。应该是因为多数情况下使用了批量写入的缘故。
A. Double write buffer是一段连续的存储空间,可以顺序写入。
B. Double write有自己的写buffer.先将多个要做doublewrite的page写入内存的buffer,然后再一起写到磁盘上。

另外doublewrite的功能也可以通过MySQL的参数关闭。

DoubleWrite的代码在:buf0dblwr.cc. buf_flush_write_block_low()调用buf_dblwr_write_single_page()或 buf_dblwr_add_to_batch()来实现doublewrite.

- Checksum
MySQL启动时会检测页面数据是否是完整的一致的。检测页面是否一致的功能是靠Checksum来完成的,每个页面修改完成后都会记算一个页面的checksum。这个checksum存放在页面的尾部.每次从磁盘读一个页到内存时,都需要检测页的一致性。函数buf_page_is_corrupted()是用来检测page的一致性的.

- InnoDB Redo Log的日志类型
InnoDB redo log的格式可以概括为:
<Space ID>+<Page NO.>+<操作类型>+<数据>.

Redo Log记录的页面操作大致可以分为以下几种类型:
A. 在页面上写入N个字节的内容,这些可以看作是物理的Log.
MLOG_1BYTE

MLOG_2BYTES,

MLOG_4BYTES,

MLOG_8BYTES,

MLOG_WRITE_STRING
各种Page链表的指针修改,以及文件头,段页等的内容的修改都是以这种方式记录的日志。
B. 页面上的记录操作。
MLOG_REC_*,

MLOG_LIST_*,

MLOG_COMP_REC_*,

MLOG_COMP_LIST_*
这些日志记录了对B-Tree页的INSER, DELETE, UPDATE操作和分裂合并操作。
C. 文件和Page操作
MLOG_FILE_CREATE,

MLOG_FILE_RENAME,

MLOG_FILE_DELETE,
MLOG_PAGE_CREATE,

MLOG_PAGE_REORGANIZE

MLOG_INIT_FILE_PAGE,

D. Undo Log操作
MLOG_UNDO_*
InnoDB中将undo log的操作也记入了redo log. 为什么要这样做,在前面‘恢复’已经说了.

这里只提到了部分Redo Log的类型,完整的定义在mtr0mtr.h(MySQL-5.7以后移了mtr0types.h)文件中. 在代码中搜索类型的定义,可以很容易的找到都在哪些地方使用了。

- Innodb 的 mini-transaction

虽说Redo Log将数据的操作细分到了页面级别。但是有些在多个页面上的操作是逻辑上不可分裂的。比如B-Tree的分裂操作,对父节点和2个子节点的修改。当进行恢复时,要么全部恢复,要么全部不恢复,不能只恢复其中的部分页面。InnoDB中通过mini-transaction(MTR)来保证这些不可再分的操作的原子性。

A. 不可分割的操作要在同一个mtr中完成。

B. 这些操作的Redo日志记录不是直接写入redo log buffer,而是记录在mtr的log buffer中.

C. 当所有的操作完毕后, mtr一次性的将所有日志写入redo log buffer中.因此一个mtr中的所有日志在redo log中是在一起的.

D. mtr在将这些日志写入redo log buffer时,会加上结尾标记.

F. 当做recovery时, InnoDB先根据结尾标记检查mtr的redo 记录是否完整.确认mtr的redo记录是完整的,才能对这个mtr的操作进行恢复

- InnoDB Undo Log的日志类型
MySQL数据库InnoDB存储引擎的undo log采用了逻辑的日志
InnoDB undo log的格式可以概括为:<操作类型>+<Table ID>+<数据>.

A. 从表中删除一行记录
TRX_UNDO_DEL_MARK_REC(将主键记入日志)
在删除一条记录时,并不是真正的将数据从数据库中删除,只是标记为已删除.这样做的好处是Undo Log中不用记录整行的信息.在undo时操作也变得很简单.
B. 向表中插入一行记录
TRX_UNDO_INSERT_REC(仅将主键记入日志)
TRX_UNDO_UPD_DEL_REC(将主键记入日志) 当表中有一条被标记为删除的记录和要插入的数据主键相同时, 实际的操作是更新这个被标记为删除的记录。
C. 更新表中的一条记录
TRX_UNDO_UPD_EXIST_REC(将主键和被更新了的字段内容记入日志)
TRX_UNDO_DEL_MARK_REC和TRX_UNDO_INSERT_REC,当更新主键字段时,实际执行的过程是删除旧的记录然后,再插入一条新的记录。

因为undo log还要被MVCC和Purge使用,所以还有TRX_ID和DATA_ROLL_PTR等特殊的内容记录在日志中。TRX_UNDO_INSERT_REC不需要记录这些内容.因为MVCC中不可能引用一个不存在的数据。这也是InnoDB将INSERT和UPDATE、DELETE的undo log分开存放的原因。事务提交后,INSERT的undo占用的空间就可以立即释放了.而其他操作的undo log因为要被MVCC使用,需要保留一段时间.

这些类型定义在:trx0rec.h.
记录日志的过程在:trx_undo_page_report_insert()和trx_undo_page_report_modify()中。
Undo操作在row0undo.c, row0uins.c和row0umod.c中, 入口函数是row_undo().

- Undo Log 逻辑日志的一致性问题
前面说了逻辑日志的一致性问题是很复杂的,为什么undo log要用逻辑日志呢?
因为redo log使用了physiological日志和MTR,恢复时重做完redo log后,就可以保证操作的一致。在执行undo时,只需要考虑部分执行的问题就可以了。部分执行的问题只涉及到数据记录是否在B+Tree上存在,或者是否已经更新到了B+Tree上,因此比较好处理。举个例子,回滚一个INSERT操作:

A. 检查数据是否已经存在于Clustered B+Tree上,如果没有则数据还没来得及更新,所以不需要做任何操作。

B. 如果Clustered B+Tree上存在,则检查Secondary B+Tree上的索引记录是否已经存在,如果有,则删除。如果没有则不需要做任何操作。

C. 最后删除Clustered B+Tree上的记录即可。

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