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MySQL事务的实现原理2

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导读：本篇文章讲解 MySQL事务的实现原理2，希望对大家有帮助，欢迎收藏，转发！站点地址：www.bmabk.com

前言： 本小节将围绕Redo Log 、Undo Log 、Bin Log 展开，从某种程度上来说，事务的隔离性是由锁和MVCC机制实现的，原子性和持久性是由Redo Log实现的，一致性是由Undo Log实现的

Redo Log

概念

原子性和持久性是由Redo Log实现的,它确保了事务提交后，事务所设计的所有操作要么全部成功，要么全部失败。

Redo Log主要记录的是物理日志，也就是对磁盘上的数据进行修改操作。
主要包含两部分：

  • 内存中的日志缓冲，易丢失，即 Redo Log Buffer
  • 磁盘上的重做日志文件，不易丢失，即 Redo Log File

相关参数： show variables like ’ %innodb_log%’;

基本原理

发生故障时，尽力避免内存中的脏页数据写入数据表IBD文件中，从而使得在重启MySQL服务时，可以根据Redo Log恢复已提交事务但还未写入IBD文件中的数据，实现持久化。
在这里插入图片描述

刷盘规则

在MySQL的InnoDB存储引擎中，通过提交事务时强制执行写日志操作机制实现事务的持久化,会调用一次操作系统的fsync()操作，因为是Log Buffer工作在操作系统的用户空间中，所以持久化到磁盘中的过程需要经过操作系统的内核空间缓冲区 OS Buffer（没有使用O_DIRECT标识位）。
在这里插入图片描述
进行刷盘的几种规则：

  • 开启事务，同时提交事务命令是否刷盘 ，由innodb_flush_log_at_trx_commit决定
  • 每秒刷新一次。由innodb_flush_log_at_timeout的值决定，默认是1s。
  • Log Buffer已使用内存过半
  • 当事务中存在checkPoint。

其中第一条，innodb_flush_log_at_trx_commit变量可取的值有0、1和2，默认为1。
结论： 0 最快 其次是2，最后才是1，0与2性能很高，但存在1s的数据崩坏丢失。
在这里插入图片描述

写入机制

Redo Log主要记录的是物理日志，其文件内容是以顺序循环的方式写入的，一个文件写满时会写入另一个文件，最后一个文件写满时，会向第一个文件写数据，并且是覆盖写

  • Wirte Pos是数据表中当前记录所在的位置，随着不断地向数据表中写数据，这个位置会向后移动
  • CheckPoint是当前要擦除的位置，这个位置也是向后移动的，移动到最后一个文件的最后一个位置时
  • Write Pos和CheckPoint之间存在间隔时，中间的间隔表示还可以记录新的操作。如果Write Pos移动的速度较快，追上了CheckPoint，则表示数据已经写满，不能再向Redo Log文件中写数据了
    在这里插入图片描述

Undo Log

概念

MySQL中事务的一致性是由Undo Log实现的。可以进行事务回滚或当数据库崩溃时，对未提交的事务进行回滚操作，在恢复崩溃时先Redo Log数据恢复，后做Undo Log回滚。
Undo Log记录的是逻辑日志，会在事务开始前产生，可以直接当数据库执行一条insert语句时，Undo Log记录一条对应的delete语句。
主要作用：回滚事务和多版本并发事务(MVCC)

存储方式

  • InnoDB存储引擎对于Undo Log的存储采用段的方式进行管理，在InnoDB存储引擎的数据文件中存在一种叫作rollback segment的回滚段，这个回滚段内部有1024个undo log segment段.
  • Undo Log默认存放在共享数据表空间中，默认为ibdata1文件中。如果开启了innodb_file_per_table参数，就会将Undo Log存放在每张数据表的.ibd文件中
  • 默认情况下，InnoDB存储引擎会将回滚段全部写在同一个文件中，也可以通过innodb_undo_tablespaces变量将回滚段平均分配到多个文件中

基本原理

  • Undo Log写入磁盘时和Redo Log一样，默认情况下都需要经过内核空间的OSBuffer
  • MySQL数据库事务提交之前，InnoDB存储引擎会将数据表中修改前的数据保存到Undo Log Buffer,最终Undo Log Buffer中的数据会持久化到磁盘的Undo Log文件中在这里插入图片描述
    在这里插入图片描述

MVCC实现

多版本并发控制（MVCC）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制，也就是为事务分配单向增长的时间戳，为每个修改保存一个版本，版本与事务时间戳关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。事务提交之前,会向Undo Log保存事务当前的数据，这些旧版本数据可以作为快照供其他并发事务进行快照读。它的实现原理主要是依赖记录中的 3个隐式字段，undo日志 ，Read View 来实现的

什么是 MySQL InnoDB 下的当前读和快照读?

  • 当前读
    像 select lock in share mode (共享锁), select for update; update; insert; delete (排他锁)这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读？就是它读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁

  • 快照读
    像不加锁的 select 操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读；快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读；之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于多版本并发控制，即 MVCC ,可以认为 MVCC 是行锁的一个变种，但它在很多情况下，避免了加锁操作，降低了开销；既然是基于多版本，即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的历史版本

Undo Log的回滚段中，undo logs分为insert undo log和update undo log。

1）insert undo log：事务对插入新记录产生的Undo Log，只在事务回滚时需要，在事务提交后可以立即丢弃。
2）update undo log：事务对记录进行删除和更新操作时产生的Undo Log，不仅在事务回滚时需要，在一致性读时也需要，因此不能随便删除，只有当数据库所使用的快照不涉及该日志记录时，对应的回滚日志才会被purge线程删除

三个point的概念

  • DB_TRX_ID :6byte，最近修改(修改/插入)事务ID：记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
  • DB_ROLL_PTR:7byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于rollback segment里）
  • DB_ROW_ID:6byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引

对MVCC有帮助的实质是update undo log ，undo log实际上就是存在rollback segment中旧记录链，它的执行流程如下
在这里插入图片描述

Read View

主要就是维护了一个版本链，然后通过以下几个属性进判断是否可以读取,其中RC每次select生产一次Read View，RR整个事务只生成一次

  • m_ids:还没有提交的事务
  • min_trx_id: 未提交事务中最小的
  • max_trx_id: 已生成的最大事务，不管提没提交
  • creator_trx_id:当前生成该ReadView的事务id
    在这里插入图片描述
    判断规则：
    1） trx_id == creator_trx_id ：自己修改的版本，可以访问
    2）trx_id < min_trx_id: 说明已经提交了，可以访问
    3）trx_id > max_trx_id：说明是版本链之后的数据，不可访问
    4）min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id: 如果在trx_id 在 m_ids中则不可访问，否则则可以
    在这里插入图片描述

总结： 根据Read View得到的版本链，从上到下，如果处于已提交或就是当前事务数据，则可访问，亦或者，它处于最大与最小trx_id之间，但不属于活跃数组中，则也可访问，其他情况不可访问

BinLog

Redo Log是InnoDB存储引擎特有的日志，MySQL也有其自身的日志，这个日志就是BinLog，即二进制日志

基本概念

BinLog是一种记录所有MySQL数据库表结构变更以及表数据变更的二进制日志。
最重要的使用场景:
1）主从复制：在主数据库上开启BinLog，主数据库把BinLog发送至从数据库，从数据库获取BinLog后通过I/O线程将日志写到中继日志，也就是Relay Log中。然后，通过SQL线程将Relay Log中的数据同步至从数据库，从而达到主从数据库数据的一致性。
2）数据恢复：当MySQL数据库发生故障或者崩溃时，可以通过BinLog进行数据恢复。例如，可以使用mysqlbinlog等工具进行数据恢复

记录模式

BinLog文件中主要有3种记录模式，分别为Row、Statement和Mixed

  • Row模式下的BinLog文件会记录每一行数据被修改的情况，大批量操作会产生大量文件。
  • Statement模式下的BinLog文件会记录每一条修改数据的SQL语句,比如now()等函数就会有问题了。
  • Mixed模式下的BinLog是Row模式和Statement模式的混用

写入机制

binlog的写入逻辑比较简单：事务执行过程中，先把日志写到binlog cache，这个操作会调用write方法，并没有把数据持久化到磁盘，速度比较快；事务提交的时候，再把binlog cache写到binlog文件中，这步会调用fsync将数据持久化到磁盘，速度比较慢。

write和fsync的时机，是由参数sync_binlog控制的：

sync_binlog=0的时候，表示每次提交事务都只write，不fsync。
sync_binlog=1的时候，表示每次提交事务都会执行fsync。
sync_binlog=N(N>1)的时候，表示每次提交事务都write，但累积N个事务后才fsync。
在出现IO瓶颈的场景中，将sync_binlog设置成一个比较大的值，可以提升性能。实际业务场景中，通常设置为100～1000中的某个数值。这样做对应的风险是：如果主机发生一场重启，会丢失最近N个事务的binlog。

BinLog与Redo Log的区别

BinLog和Redo Log在一定程度上都能恢复数据，但是二者有着本质的区别，具体内容如下。
1）BinLog是MySQL本身就拥有的，不管使用何种存储引擎，BinLog都存在，而Redo Log是InnoDB存储引擎特有的，只有InnoDB存储引擎才会输出Redo Log。
2）BinLog是一种逻辑日志，记录的是对数据库的所有修改操作，而Redo Log是一种物理日志，记录的是每个数据页的修改。
3）Redo Log具有幂等性，多次操作的前后状态是一致的，而BinLog不具有幂等性，记录的是所有影响数据库的操作。例如插入一条数据后再将其删除，则RedoLog前后的状态未发生变化，而BinLog就会记录插入操作和删除操作。
4）BinLog开启事务时，会将每次提交的事务一次性写入内存缓冲区，如果未开启事务，则每次成功执行插入、更新和删除语句时，就会将对应的事务信息写入内存缓冲区，而Redo Log是在数据准备修改之前将数据写入缓冲区的Redo Log中，然后在缓冲区中修改数据。而且在提交事务时，先将Redo Log写入缓冲区，写入完成后再提交事务。
5）BinLog只会在事务提交时，一次性写入BinLog，其日志的记录方式与事务的提交顺序有关，并且一个事务的BinLog中间不会插入其他事务的BinLog。而RedoLog记录的是物理页的修改，最后一个提交的事务记录会覆盖之前所有未提交的事务记录，并且一个事务的Redo Log中间会插入其他事务的Redo Log。
6）BinLog是追加写入，写完一个日志文件再写下一个日志文件，不会覆盖使用，而Redo Log是循环写入，日志空间的大小是固定的，会覆盖使用。
7）BinLog一般用于主从复制和数据恢复，并且不具备崩溃自动恢复的能力，而Redo Log是在服务器发生故障后重启MySQL，用于恢复事务已提交但未写入数据表的数据。

两阶段提交

流程图

在这里插入图片描述

前言知识

MySQL为了提升性能，引入了BufferPool缓冲池。查询数据时，先从BufferPool中查询，查询不到则从磁盘加载在BufferPool。
每次对数据的更新，也不总是实时刷新到磁盘，而是先同步到BufferPool中，涉及到的数据页就会变成脏页。
同时会启动后台线程，异步地将脏页刷新到磁盘中，来完成BufferPool与磁盘的数据同步。

为什么要写redo log

防止MysSQL崩溃发生在写binlog后，刷脏前。在主从同步的情况下，从节点会拿到多出来的一条binlog，而主节点没有这条记录，因此binlog是不支持崩溃恢复的

为什么要写两次redo log

先写binlog，再写redo log

当前事务提交后，写入binlog成功，之后主节点崩溃。在主节点重启后，由于没有写入redo log，因此不会恢复该条数据。

而从节点依据binlog在本地回放后，会相对于主节点多出来一条数据，从而产生主从不一致。

先写redo log，再写binlog

当前事务提交后，写入redo log成功，之后主节点崩溃。在主节点重启后，主节点利用redo log进行恢复，就会相对于从节点多出来一条数据，造成主从数据不一致。

两阶段提交原理

MySQL在写入redo log时，会顺便记录XID，即当前事务id。在写入binlog时，也会写入XID。

  • 如果在写入redo log之前崩溃，那么此时redo log与binlog中都没有，是一致的情况，崩溃也无所谓。

  • 如果在写入redo log prepare阶段后立马崩溃，之后会在崩恢复时，由于redo log没有被标记为commit。于是拿着redo log中的XID去binlog中查找，此时肯定是找不到的，那么执行回滚操作。

  • 如果在写入binlog后立马崩溃，在恢复时，由redo log中的XID可以找到对应的binlog，这个时候直接提交即可。

总的来说，在崩溃恢复后，只要redo log不是处于commit阶段，那么就拿着redo log中的XID去binlog中寻找，找得到就提交，否则就回滚。

在这样的机制下，两阶段提交能在崩溃恢复时，能够对提交中断的事务进行补偿，来确保redo log与binlog的数据一致性。

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