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  • MySQL中事务的持久性实现原理

    前言

    说到数据库事务,大家脑子里一定很容易蹦出一堆事务的相关知识,如事务的ACID特性,隔离级别,解决的问题(脏读,不可重复读,幻读)等等,但是可能很少有人真正的清楚事务的这些特性又是怎么实现的,为什么要有四个隔离级别。

    在之前的文章我们已经了解了MySQL中事务的隔离性的实现原理,今天就继续来聊一聊MySQL持久性的实现原理。

    当然MySQL博大精深,文章疏漏之处在所难免,欢迎批评指正。

    说明

    MySQL的事务实现逻辑是位于引擎层的,并且不是所有的引擎都支持事务的,下面的说明都是以InnoDB引擎为基准。

    InnoDB读写数据原理

    在往下学习之前,我们需要先来了解下InnoDB是怎么来读写数据的。我们知道数据库的数据都是存放在磁盘中的,然后我们也知道磁盘I/O的成本是很大的,如果每次读写数据都要访问磁盘,数据库的效率就会非常低。为了解决这个问题,InnoDB提供了 Buffer Pool 作为访问数据库数据的缓冲。

    Buffer Pool 是位于内存的,包含了磁盘中部分数据页的映射。当需要读取数据时,InnoDB会首先尝试从Buffer Pool中读取,读取不到的话就会从磁盘读取后放入Buffer Pool;当写入数据时,会先写入Buffer Pool的页面,并把这样的页面标记为dirty,并放到专门的flush list上,这些修改的数据页会在后续某个时刻被刷新到磁盘中(这一过程称为刷脏,由其他后台线程负责) 。如下图所示:

    image.png

    这样设计的好处是可以把大量的磁盘I/O转成内存读写,并且把对一个页面的多次修改merge成一次I/O操作(刷脏一次刷入整个页面),避免每次读写操作都访问磁盘,从而大大提升了数据库的性能。

    持久性定义

    持久性是指事务一旦提交,它对数据库的改变就应该是永久性的,接下来的其他操作或故障不应该对本次事务的修改有任何影响。

    通过前面的介绍,我们知道InnoDB使用 Buffer Pool 来提高读写的性能。但是 Buffer Pool 是在内存的,是易失性的,如果一个事务提交了事务后,MySQL突然宕机,且此时Buffer Pool中修改的数据还没有刷新到磁盘中的话,就会导致数据的丢失,事务的持久性就无法保证。

    为了解决这个问题,InnoDB引入了 redo log来实现数据修改的持久化。当数据修改时,InnoDB除了修改Buffer Pool中的数据,还会在redo log 记录这次操作,并保证redo log早于对应的页面落盘(一般在事务提交的时候),也就是常说的WAL。若MySQL突然宕机了且还没有把数据刷回磁盘,重启后,MySQL会通过已经写入磁盘的redo log来恢复没有被刷新到磁盘的数据页。

    实现原理:redo log

    为了提高性能,和数据页类似,redo log 也包括两部分:一是内存中的日志缓冲(redo log buffer),该部分日志是易失性的;二是磁盘上的重做日志文件(redo log file),该部分日志是持久的。redo log是物理日志,记录的是数据库中物理页的情况 。

    当数据发生修改时,InnoDB不仅会修改Buffer Pool中的数据,也会在redo log buffer记录这次操作;当事务提交时,会对redo log buffer进行刷盘,记录到redo log file中。如果MySQL宕机,重启时可以读取redo log file中的数据,对数据库进行恢复。这样就不需要每次提交事务都实时进行刷脏了。

    写入过程

    image.png

    注意点:

    • 先修改Buffer Pool,后写 redo log buffer。
    • redo日志比数据页先写回磁盘:事务提交的时候,会把redo log buffer写入redo log file,写入成功才算提交成功(也有其他场景触发写入,这里就不展开了),而Buffer Pool的数据由后台线程在后续某个时刻写入磁盘。
    • 刷脏的时候一定会保证对应的redo log已经落盘了,也即是所谓的WAL(预写式日志),否则会有数据丢失的可能性。

    好处

    事务提交的时候,写入redo log 相比于直接刷脏的好处主要有三点:

    • 刷脏是随机I/O,但写redo log 是顺序I/O,顺序I/O可比随机I/O快多了,不需要。
    • 刷脏是以数据页(Page)为单位的,即使一个Page只有一点点修改也要整页写入;而redo log中只包含真正被修改的部分,数据量非常小,无效IO大大减少。
    • 刷脏的时候可能要刷很多页的数据,无法保证原子性(例如只写了一部分数据就失败了),而redo log buffer 向 redo log file 写log block,是按512个字节,也就是一个扇区的大小进行写入,扇区是写入的最小单位,因此可以保证写入是必定成功的。

    先写redo log还是先修改数据

    一次DML可能涉及到数据的修改和redo log的记录,那它们的执行顺序是怎么样的呢?网上的文章有的说先修改数据,后记录redo log,有的说先记录redo log,后改数据,那真实的情况是如何呢?

    首先通过上面的说明我们知道,redo log buffer在事务提交的时候就会写入redo log file的,而刷脏则是在后续的某个时刻,所以可以确定的是先记录redo log,后修改data page(WAL当然是日志先写啦)。

    那接下来的问题就是先写redo log buffer还是先修改Buffer Pool了。要了解这个问题,我们先要了解InnoDB中,一次DML的执行过程是怎么样的。一次DML的执行过程涉及了数据的修改,加锁,解锁,redo log的记录和undo log的记录等,也是需要保证原子性的,而InnoDB通过MTR(Mini-transactions)来保证一次DML操作的原子性。

    首先来看MTR的定义:

    An internal phase of InnoDB processing, when making changes at the physical level to internal data structures during DML operations. A Mini-transactions (mtr) has no notion of rollback; multiple Mini-transactionss can occur within a single transaction. Mini-transactionss write information to the redo log that is used during crash recovery. A Mini-transactions can also happen outside the context of a regular transaction, for example during purge processing by background threads.

    https://dev.mysql.com/doc/ref...

    MTR 是一个短原子操作,不能回滚,因为它本身就是原子的。数据页的变更必须通过MTR,MTR 会把DML操作对数据页的修改记录到 redo log里。

    下面来简单看下MTR的过程:

    • MTR初始化的时候会初始化一份 mtr_buf
    • 当修改数据时,在对内存Buffer Pool中的页面进行修改的同时,还会生成redo log record,保存在mtr_buf中
    • 在执行mtr_commit函数提交本MTR的时候,会将mtr_buf中的redo log record更新到redo log buffer中,同时将脏页添加到flush list,供后续刷脏使用。在log buffer中,每接收到496字节的log record,就将这组log record包装一个12字节的block header和一个4字节的block tailer,成为一个512字节的log block,方便刷盘的时候对齐512字节刷盘。

    由此可见,InnoDB是先修改Buffer Pool,后写redo log buffer的。

    恢复数据的过程

    在任何情况下,InnoDB启动时都会尝试执行recovery操作。在恢复过程中,需要redo log参与,而如果还开启了binlog,那就还需要binlog、undo log的参与。因为有可能数据已经写入binlog了,但是redo log还没有刷盘的时候数据库就奔溃了(事务是InnoDB引擎的特性,修改了数据不一定提交了,而binlog是MySQL服务层的特性,修改数据就会记录了),这时候就需要redo log,binlog和undo log三者的参与来判断是否有还没提交的事务,未提交的事务进行回滚或者提交操作。

    下面来简单说下仅利用redo log恢复数据的过程:

    • 启动InnoDB时,找到最近一次Checkpoint的位置,利用Checkpoint LSN去找大于该LSN的redo log进行日志恢复。
    • 如果中间恢复失败了也没影响,再次恢复的时候还是从上次保存成功的Checkpoint的位置继续恢复。
    Recover过程:故障恢复包含三个阶段:Analysis,Redo和Undo。Analysis阶段的任务主要是利用Checkpoint及Log中的信息确认后续Redo和Undo阶段的操作范围,通过Log修正Checkpoint中记录的Dirty Page集合信息,并用其中涉及最小的LSN位置作为下一步Redo的开始位置RedoLSN。同时修正Checkpoint中记录的活跃事务集合(未提交事务),作为Undo过程的回滚对象;Redo阶段从Analysis获得的RedoLSN出发,重放所有的Log中的Redo内容,注意这里也包含了未Commit事务;最后Undo阶段对所有未提交事务利用Undo信息进行回滚,通过Log的PrevLSN可以顺序找到事务所有需要回滚的修改。

    具体见 http://catkang.github.io/2019...

    什么是LSN?

    LSN也就是log sequence number,也日志的序列号,是一个单调递增的64位无符号整数。redo log和数据页都保存着LSN,可以用作数据恢复的依据。LSN更大的表示所引用的日志记录所描述的变化发生在更后面。

    什么是Checkpoint?

    Checkpoint表示一个保存点,在这个点之前的数据页的修改(log LSN<Checkpoint LSN)都已经写入磁盘文件了。InnoDB每次刷盘之后都会记录Checkpoint,把最新的redo log LSN 记录到Checkpoint LSN 里,方便恢复数据的时候作为起始点的判断。

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    作者: X先生
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