MySQL事务 | Rewind

发布日期: 2024-04-09

一、数据库事务概述

1、存储引擎支持情况

SHOW ENGINES 命令来查看当前 MySQL 支持的存储引擎都有哪些，以及这些存储引擎是否支持事务。

能看出在 MySQL 中，只有InnoDB 是支持事务的。

2、基本概念

事务：一组逻辑操作单元，使数据从一种状态变换到另一种状态。

事务处理的原则：保证所有事务都作为 一个工作单元 来执行，即使出现了故障，都不能改变这种执行方式。当在一个事务中执行多个操作时，要么所有的事务都被提交( commit )，那么这些修改就永久地保存下来；要么数据库管理系统将放弃所作的所有修改，整个事务回滚( rollback )到最初状态。

3、事务的ACID特性

（1）原子性（atomicity）

原子性是指事务是一个不可分割的工作单位，要么全部提交，要么全部失败回滚。

（2）一致性（consistency）

（国内很多网站上对一致性的阐述有误，具体你可以参考 Wikipedia https://en.wikipedia.org/wiki/ACID对Consistency的阐述）

根据定义，一致性是指事务执行前后，数据从一个 合法性状态 变换到另外一个 合法性状态 。这种状态是语义上的而不是语法上的，跟具体的业务有关。

那什么是合法的数据状态呢？满足预定的约束的状态就叫做合法的状态。通俗一点，这状态是由你自己来定义的（比如满足现实世界中的约束）。满足这个状态，数据就是一致的，不满足这个状态，数据就是不一致的！如果事务中的某个操作失败了，系统就会自动撤销当前正在执行的事务，返回到事务操作之前的状态。

一致性就是操作前后的状态一致，不存在中间状态

（3）隔离性（isolation）

事务的隔离性是指一个事务的执行 不能被其他事务干扰 ，即一个事务内部的操作及使用的数据对并发的其他事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。

如果无法保证隔离性会怎么样？假设A账户有200元，B账户0元。A账户往B账户转账两次，每次金额为50 元，分别在两个事务中执行。如果无法保证隔离性，会出现下面的情形：

UPDATE accounts SET money = money - 50 WHERE NAME = 'AA';

UPDATE accounts SET money = money + 50 WHERE NAME = 'BB';

（4）持久性（durability）

持久性是指一个事务一旦被提交，它对数据库中数据的改变就是 永久性的 ，接下来的其他操作和数据库故障不应该对其有任何影响。

持久性是通过 事务日志 来保证的。日志包括了 重做日志 和 回滚日志 。当我们通过事务对数据进行修改的时候，首先会将数据库的变化信息记录到重做日志中，然后再对数据库中对应的行进行修改。这样做的好处是，即使数据库系统崩溃，数据库重启后也能找到没有更新到数据库系统中的重做日志，重新执行，从而使事务具有持久性。

4、事务状态

我们现在知道事务是一个抽象的概念，它其实对应着一个或多个数据库操作，MySQL根据这些操作所执行的不同阶段把事务大致划分成几个状态：

（1）活动的（active）

事务对应的数据库操作正在执行过程中时，我们就说该事务处在活动的状态

（2）部分提交（partially committed）

当事务中的最后一个操作执行完成，但由于操作都在内存中执行，所造成的影响并 没有刷新到磁盘 时，我们就说该事务处在部分提交的状态。

（3）失败（failed）

当事务处在活动或者 部分提交 状态时，可能遇到了某些错误（数据库自身的错误、操作系统错误或者直接断电等）而无法继续执行，或者人为的停止当前事务的执行，我们就说该事务处在失败的状态。

（4）中止（aborted）

如果事务执行了一部分而变为失败状态，那么就需要把已经修改的事务中的操作还原到事务执行前的状态。换句话说，就是要撤销失败事务对当前数据库造成的影响。我们把这个撤销的过程称之为回滚。当回滚操作执行完毕时，也就是数据库恢复到了执行事务之前的状态，我们就说该事务处在了中止的状态。

（5）提交（committed）

当一个处在部分提交的状态的事务将修改过的数据都同步到磁盘上之后，我们就可以说该事务处在了提交的状态。

二、如何使用事务

使用事务有两种方式，分别为显式事务和隐式事务。

1、显式事务

使用步骤：

1、开启事务
2、一系列事务中的操作（主要是DML，不含DDL）
3、提交、回滚（提交状态，中止状态）

（1）开启事务

START TRANSACTION 或者 BEGIN ，作用是显式开启一个事务。

# 开启事务
BEGIN;

# 或
START TRANSACTION;

START TRANSACTION 语句相较于 BEGIN 特别之处在于，后边能跟随几个修饰符：

READ ONLY：标识当前事务是一个只读事务，也就是属于该事务的数据库操作只能读取数据，而不能修改数据。

补充：制度事务中只是不允许修改那些其他事务也能访问到的表中的数据，对于临时表来说（使用 CREATRE TEMPORARY TABLE 创建的表），由于他们只能在当前会话中可见，所以只读事务其实也是可以对临时表进行增删改操作的。

READ WRITE：缺省默认，标识当前事务是一个读写事务，也就是属于该事务的数据库操作既可以读取数据，也可以修改数据。
WITH CONSISTENT SNAPSHOT：启动一致性读。

# 开启只读事务和一致性读
START TRANSACTION READ ONLY, WITH CONSISTENT SNAPSHOT;

# 开启读写事务和一致性读
START TRANSACTION READ WRITE, WITH CONSISTENT SNAPSHOT;

（2）提交

提交事务。当提交事务后，对数据库的修改是永久性的。

 COMMIT;

（3）回滚、保存点

# 回滚事务，即撤销正在进行的所有没有提交的修改
ROLLBACK;

创建保存点并回滚到指定保存点

# 创建保存点
SAVEPOINT 保存点名称;

# 回滚到指定保存点
ROLLBACK TO 保存点名称;

# 删除保存点
RELEASE SAVEPOINT 保存点名称;

2、隐式事务

MySQL中有一个系统变量 autocommit ：

SHOW VARIABLES LIKE 'autocommit';

+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit     | ON    |
+---------------+-------+

该参数开启后执行sql语句自动创建事务并提交。

当然，如果我们想关闭这种自动提交的功能，可以使用下边两种方法之一：

显式的的使用 START TRANSACTION 或者 BEGIN 语句开启一个事务。这样在本次事务提交或者回滚前会暂时关闭掉自动提交的功能。
把系统变量 autocommit 的值设置为 OFF ，就像这样：

SET autocommit = OFF;
#或
SET autocommit = 0;

3、隐式提交数据的情况

以下情况会触发隐式提交数据，且不论 autocommit 是否开启

（1）数据定义语言 DDL

数据库对象，指的就是数据库、表、视图、存储过程等结构。当我们使用 CREATE、ALERT、DROP等语句去修改数据库对象时，就会隐式提交前面语句所属于的事务。

BEGIN;

SELECT ...;
UPDATE ...;

# 此语句会隐式提交前面所有语句所属于的事务
CREATE TABLE ...;

（2）隐式使用或修改mysql数据库中的表

当我们使用 ALERT USER、CREATE USER、DROP USER、GRANT、RENAME USER、REVOKE、SET PASSWORD 等语句时也会隐式提交前面的语句所属于的事务。

（3）事务控制或关于锁定的语句

当我们在一个事务还没提交或者回滚时就又使用 START TRANSACTION 或者 BEGIN 语句开启了另一个事务时，会隐式的提交上一个事务。即：

BEGIN;

SELECT ...;
UPDATE ...;

# 前面事务未提交回滚,又开启事务,此时会自动隐式提交前面事务
BEGIN;

当前的 autocommit 系统变量的值为 OFF ，我们手动把它调为 ON 时，也会隐式的提交前边语句所属的事务。

BEGIN;

SELECT ...;
UPDATE ...;

# 此时会自动隐式提交前面事务
SET autocommit = ON;

使用 LOCK TABLES 、 UNLOCK TABLES 等关于锁定的语句也会隐式的提交前边语句所属的事务。

（4）加载数据的语句

使用 LOAD DATA 语句来批量往数据库中导入数据时，也会隐式提交

（5）MySQL复制的一些语句

使用 START SLAVE、STOP SLAVE、RESET SLAVE、CHANGE MASTER TO 等语句时会隐式提交

（6）其他语句

ANALYZE TABLE
CHANGE INDEX
CHECK TABLE
FLUSH
LOAD INDEX INTO CACHE
OPTIMIZE TABLE
REPAIR TABLE
RESET

三、事务分类

1、普通事务

以 begin / start transaction 开始, commit / rollback 结束的事务。或者是带有保存点 savepoint 的事务。

下表 c1，开始一个事务块，有两个保存点 s1 & s2。我们回滚了 s2 之后的所有操作，并且提交了 s2 之前的所有操作，此时 s1 & s2 已经失效。那记录数刚好两条。

mysql>begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>insert into c1 values (1,20,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>savepoint s1;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>insert into c1 values (2,30,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>savepoint s2;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>insert into c1 values (3,40,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>rollback to savepoint s2;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>select * from c1;
+----+------+---------------------+
| id | c1   | c2                  |
+----+------+---------------------+
|  1 |   20 | 2019-12-02 10:07:02 |
|  2 |   30 | 2019-12-02 10:07:12 |
+----+------+---------------------+
2 rows in set (0.00 sec)

2、链式事务

一个事务在提交的时候自动将上下文传给下一个事务，也就是说一个事务的提交和下一个事务的开始是原子性的，下一个事务可以看到上一个事务的处理结果。MySQL 的链式事务靠参数 completion_type 控制，并且回滚和提交的语句后面加上 work 关键词。

设置 completion_type=1，也就是开启了链式事务特征。下面例子，commit work 后的语句是一个隐式事务语句（缺省了 begin）。也就是说语句 rollback 语句执行后，默认的话，sql 2 肯定已经提交了。但是由于继承了上下文，也就是语句 sql 2变为 begin; SQL 2;　那此时 sql 2 和 rollback 语句其实是一个事务块儿了。最终结果就是只有两条记录。

mysql>set completion_type=1;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>insert into c1 values (4,50,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>insert into c1 values (5,60,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

-- sql 1 
mysql>commit work;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

-- sql 2
mysql>insert into c1 values (6,70,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

-- sql 3
mysql>rollback;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql>select * from c1;
+----+------+---------------------+
| id | c1   | c2                  |
+----+------+---------------------+
|  4 |   50 | 2019-12-02 10:14:16 |
|  5 |   60 | 2019-12-02 10:14:31 |
+----+------+---------------------+
2 rows in set (0.00 sec)

3、嵌套事务

有多个 begin / commit / rollback 这样的事务块的事务，并且有父子关系。子事务的提交完成后不会真的提交，而是等到父事务提交才真正的提交。

其实严格意义上来说，MySQL 是不支持嵌套事务的。MySQL 的每个事务块的开始默认的会提交掉之前的事务。比如下面的例子，第二个 begin 语句默认会变为 commit;begin; 那之后的 rollback 其实只回滚了一条记录。最终记录数为 ID=7 这条。

mysql>begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>insert into c1 values (7,80,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>begin;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql>insert into c1 values (8,90,now());
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>rollback;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql>select * from c1;
+----+------+---------------------+
| id | c1   | c2                  |
+----+------+---------------------+
|  7 |   80 | 2019-12-02 10:24:44 |
+----+------+---------------------+
1 row in set (0.00 sec)

4、自治事务

内部事务的提交不随外部事务的影响，一般用作记录内部事务的异常情况。MySQL 不支持自治事务，但是某些场景可以用 MySQL 的插件式引擎来变相实现。

其实 MySQL 本来不支持自治事务，但是基于 MySQL 先天的可插拔架构来说，也可以变相的实现自治事务。比如可以把记录日志的表变为非事务引擎表，比如 MyISAM。

mysql>create table log(err_msg varchar(200))engine myisam;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql>begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>insert into t1 values (100);
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)

mysql>insert into log values ('这个记录不应该插入进来');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql>select * from t1;
+------+
| id   |
+------+
|  100 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql>rollback;
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql>select * from log;
+-----------------------------------+
| err_msg                           |
+-----------------------------------+
| 这个记录不应该插入进来            |
+-----------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

四、隔离级别

MySQL是一个客户端／服务器架构的软件，对于同一个服务器来说，可以有若干个客户端与之连接，每个客户端与服务器连接上之后，就可以称为一个会话（ Session ）。每个客户端都可以在自己的会话中向服务器发出请求语句，一个请求语句可能是某个事务的一部分，也就是对于服务器来说可能同时处理多个事务。事务有隔离性的特性，理论上在某个事务对某个数据进行访问时，其他事务应该进行排队，当该事务提交之后，其他事务才可以继续访问这个数据。但是这样对性能影响太大，我们既想保持事务的隔离性，又想让服务器在处理访问同一数据的多个事务时性能尽量高些，那就看二者如何权衡取舍了。

1、概念

四种隔离级别以及相关问题是否会出现

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交（read uncommitted）	是	是	是
读提交（read committed）	否	是	是
可重读（repeatable read）	否	否	是
可串行化（serializable）	否	否	否

mysql中的四种事务隔离级别如下：

read uncommitted（读未提交数据）：允许事务读取未被其他事务提交的变更。（脏读、不可重复读和幻读的问题都会出现）。
read committed（读已提交数据）：只允许事务读取已经被其他事务提交的变更。（可以避免脏读，但不可重复读和幻读的问题仍然可能出现）
repeatable read（可重复读）（行锁）：确保事务可以多次从一个字段中读取相同的值，在这个事务持续期间，禁止其他事务对这个字段进行更新(update)。（可以避免脏读和不可重复读，但幻读仍然存在）
serializable（串行化）（表锁）：确保事务可以从一个表中读取相同的行，在这个事务持续期间，禁止其他事务对该表执行插入、更新和删除操作，所有并发问题都可避免，但性能十分低下

数据库支持

oracle 支持两种事务隔离级别：读已提交、串行化。

oracle 默认的事务隔离级别是：读已提交

mysql 的默认事务隔离级别是：可重复读

2、查看、设置隔离级别

查看当前的事务隔离级别通过 tx_isolation 变量或者 transaction_isolation(版本8.0以上使用)；

语法：

select @@tx_isolation;

注意：在mysql8.0之后，就已经抛弃了tx_isolation变量了，而是用 transaction_isolation变量代替了。

select @@transaction_isolation;

设置隔离级别

SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL 隔离级别;
#其中，隔离级别格式：
> READ UNCOMMITTED
> READ COMMITTED
> REPEATABLE READ
> SERIALIZABLE

或

SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION_ISOLATION = '隔离级别'
#其中，隔离级别格式：
> READ-UNCOMMITTED
> READ-COMMITTED
> REPEATABLE-READ
> SERIALIZABLE

关于设置时使用GLOBAL或SESSION的影响：

使用 GLOBAL 关键字（在全局范围影响）：

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
#或
SET GLOBAL TRANSACTION_ISOLATION = 'SERIALIZABLE';

则：

当前已经存在的会话无效
只对执行完该语句之后产生的会话起作用

使用 SESSION 关键字（在会话范围影响）：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
#或
SET SESSION TRANSACTION_ISOLATION = 'SERIALIZABLE';

则：

对当前会话的所有后续的事务有效
如果在事务之间执行，则对后续的事务有效
该语句可以在已经开启的事务中间执行，但不会影响当前正在执行的事务

#设置当前mysql连接的隔离级别:
set session transaction isolation level read uncommitted;
#设置数据库系统的全局的隔离级别:
set global transaction isolation level read uncommitted;

注意：当前mysql连接的隔离级别和mysql全局的隔离级别的区别是什么？

如果只设置当前的隔离级别，也就是session，那么另外一个并发的“mysqy程序”的隔离级别不会受到当前连接的影响，而是保持默认的repeatable read。

但是如果是设置全局的事务隔离级别，则整个mysql数据库（包括所有打开的mysql程序连接）的隔离级别都会随之改变，除非服务器重启，不然就不会恢复默认了。

五、redo日志

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？

事务的隔离性由锁机制实现。
而事务的原子性、一致性和持久性由事务的 redo 日志和undo 日志来保证。
REDO LOG 称为重做日志，提供再写入操作，恢复提交事务修改的页操作，用来保证事务的持久性。
UNDO LOG 称为回滚日志，回滚行记录到某个特定版本，用来保证事务的原子性、一致性。

有的DBA或许会认为 UNDO 是 REDO 的逆过程，其实不然。redo 和 undo 都可以视为一种恢复操作

redo log ：是存储引擎层（innodb）生成的日志，记录的是 物理级别 的页修改操作（具体那些行修改了），比如页号xxx、偏移量yyy、写入了zzz数据。主要是为了保证数据的可靠性。
undo log ：是存储引擎（innodb）生成的日志，记录的是逻辑操作日志（sql语句），比如对某一行数据进行了 insert 语句操作，那么 undo log 就记录一条与之相反的 delete 操作。主要是用于 事务的回滚 （undo log 记录的是每个修改操作的逆操作）和 一致性非锁定读 （undo log 回滚行记录到某种特定的版本 — MVCC，即多版本并发控制）

1、为什么需要REDO日志

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，一个页默认是 16 KB 大小，只修改一个字节就要刷新 16 KB 的数据到磁盘上显然太小题大做了。

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 WAL 技术（Write-Ahead Logging），这种技术的思想是先写日志，在写磁盘，只有日志写入成功，才算事务提交成功，这的日志就是 redo log。当发生宕机且数据未刷到磁盘时，可以通过 redo log 来恢复，保证 ACID 中的 D，这就是redolog 的作用。

2、REDO日志的好处、特点

好处

redo日志降低了刷盘频率
redo日志占用的空间非常小

存储表空间 ID、页号、偏移量、需要更新的值，所需的存储空间很小，刷盘快

特点

redo日志是顺序写入磁盘的

在执行事务的过程中，每执行一条语句，就可能产生若干条redo日志，这些日志是按照产生顺序写入磁盘的，也就是使用顺序 IO，效率比随机 IO 快。

事务执行过程中，redo log不断记录

redo log 跟 bin log 的区别，redo log 是存储引擎层产生的，而 bin log 是数据库层产生的。假设一个事务，对表做 10 万行的记录插入，在这个过程中，一直不断地往 redo log 顺序记录，而 bin log 不会记录，知道这个事务提交，才会一次写入到 bin log 中。

3、redo 的组成

Redo log可以简单分为以下两个部分：

重做日志文件 (redo log file) ，保存在硬盘中，是持久的。
重做日志的缓冲 (redo log buffer) ，保存在内存中，是易失的。

（1）重做日志缓冲

在服务器启动时就向操作系统申请了一大片称之为 redo log buffer 的连续内存空间，就是redo日志缓冲去。这篇内存空间被划分为若干个连续的 redo log block。一个 redo log block 占用 512 字节大小。

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

（2）重做日志文件

重做日志文件默认在 /var/lib/mysql 下，文件名为 ib_logfile0 和ib_logfile1

4、redo 日志流程

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

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。

5、redo log 的刷盘策略

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：

设置为0 ：表示每次事务提交时不进行刷盘操作。（系统默认master thread每隔1s进行一次重做日志的同步）
设置为1 ：表示每次事务提交时都将进行同步，刷盘操作（默认值）
设置为2 ：表示每次事务提交时都只把 redo log buffer 内容写入 page cache，不进行同步。由os自己决定什么时候同步到磁盘文件。

（1）每次事务提交刷盘

MySQL 默认采用的模式。

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 宕机，这部分日志丢了，但是事务没有提交，所以日志丢了也不会有损失。可以保证 ACID 中的 D，数据绝对不会丢，但是效率最差。

建议使用默认值，虽然操作系统宕机的概率小于数据库宕机的概率，但是一般既然使用了事务，那么数据的安全性相对来说更重要一些。

（2）每次事务提交写入缓存

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）

如果仅仅是 MySQL 挂了不会有任何数据的丢失，但是操作系统挂了，会有一秒的数据丢失，这种情况下无法满足 ACID 中的 D，但是效率最高。

（3）每次事务提交无操作

naster thread 中每秒进行一次重做日志的 sync 操作，因此实例 crash 最多丢失一秒钟内的事务。（master thread 是负责将缓冲池中的数据异步刷盘到磁盘，保证数据的一致性）

这是一种折中的做法，他的 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。

6、写入入redo log buffer 过程

MySQL 把对底层页面中的一次原子访问的过程称之为 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 mtr 。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

向 log buffer 中写入日志的过程是顺序的，也就是先往前边的 block 中写，当 block 的空闲空间用完之后，在往下一个block 中写。当我们想往 log block 中写入 redo 日志时，第一个遇到的问题就是应该写在那个 block 的哪个偏移量处，所以 InnoDB 提供一个 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，如下图

每个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1、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

7、redo log block 结构

一个 redo log block 是有日志头、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真整存储的实数就是 512-12-8=492 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。

8、redo log 相关参数

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，iblogfile1… iblogfilen。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

[root@localhost ~]# vim /etc/my.cnf
innodb_log_file_size=200M

9、日志文件组

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。

10、checkpoint

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。

六、undo日志

1、简介

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（查询数据不写入） 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：

情况一：事务执行过程中可能遇到各种错误，比如服务器本身的错误，操作系统错误，甚至是突然断电导致的错误。
情况二：程序员可以在事务执行过程中手动输入 ROLLBACK 语句结束当前事务的执行。

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。

当对数据库进行增删改时，需要将回滚所需要的东西记录下来：

插入一条记录时，至少把该记录的主键值记录下来，之后回滚只要针对主键值进行删除即可。
删除一条记录时，需要把这条记录的内容都记录下来，回滚的时候把这条记录插入就行。
修改一条记录时，要把这条记录修改前的旧值记录下来，回滚的时候更新为旧值即可。

这些为回滚而记录的日志称为撤销日志或者回滚日志（即 undo log）。

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

2、Undo日志作用

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

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。

3、undo的存储结构

（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 。

show variables like 'innodb_undo_logs';

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lnnoDB1.2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:

innodb_undo_directory: 设置rollback segment文件所在的路径，这意味着rollback segment可以存放在共享表空间以外的位置，即可以设置为独立表空间。该参数的默认值为“”，表示当前InnoDB存储引擎的目录。
innodb_undo_logs: 设置rollback segment的个数，默认值为128。在nnpDB1.2版本中，该参数用来替换之前版本的参数innodb_rollback_segments。
innodb_undo_tablespaces: 设置构成rolback segment文件的数量，这样rollback segment可以较为平均地分布在多个文件中。设置该参数后，会在路径innodb undo directorv看到undo为前缀的文件，该文件就代表rollback segment文件

undo log 相关参数一般很少改动。

（2）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。

（3）回滚段与事务

1、每个事务只会使用一个回滚段，一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务。

2、当一个事务开始的时候，会制定一个回滚段，在事务进行的过程中，当数据被修改时，原始的数据会被复制到回滚段。

3、在回滚段中，事务会不断填充盘区，直到事务结束或所有的空间被用完。如果当前的盘区不够用，事务会在段中请求扩展下一个盘区，如果所有已分配的盘区都被用完，事务会覆盖最初的盘区或者在回滚段允许的情况下扩展新的盘区来使用。

4、回滚段存在于undo表空间中，在数据库中可以存在多个undo表空间，但同一时刻只能使用一个 undo表空间。

5、当事务提交时，InnoDB存储引擎会做以下两件事情：

将undo log放入列表中，以供之后的purge操作
判断undo log所在的页是否可以重用，若可以分配给下个事务使用

（4）回滚段中的数据分类

1、未提交的回滚数据(uncommitted undo information): 该数据所关联的事务并未提交，用于实现读一致性，所以该数据不能被其他事务的数据覆盖

2、已经提交但未过期的回滚数据(committed undo information): 该数据关联的事务已经提交，是仍受到undo retention参数的保持时间的影响。

3、事务已经提交并过期的数据(expired undo information): 事务已经提交，而且数据保存时间已经超过undo retention参数指定的时间，属于已经过期的数据。当回滚段满了之后，会优先覆盖”事务已经提交并过期的数据”。

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 og及undo og所在页由purge线程来判断。

4、Undo的类型

在InnoDB存储引擎中，undo log分为:

insert undo log

insert undo log 是指在insert操作中产生的undo log。因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见(这是事务隔离性的要求)，故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作。

update undo log

update undo log 记录的是对delete 和update操作产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。

5、undo生命周期

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

# 1
start transaction;

# 2 记录 A=1 到undo log
# 3
update A=3;
# 4 记录 A=3 到redo log

# 5 记录 B=2 到undo log
# 6
update B= 4;
# 7 记录B= 4到redo log

# 8 将redo log刷新到磁盘
# 9 
commit;

在1-8步骤的任意一步系统宕机，事务未提交，该事务就不会对磁盘上的数据做任何影响。
如果在8-9之间宕机，恢复之后可以选择回滚，也可以选择继续完成事务提交，因为此时redo log已经持久化
若在9之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复之后，可以根据redo loe把数据刷回磁盘。

（1）只有Buffer Pool的流程

（2）有了Redo Log和Undo Log之后

在更新Buffer Pool中的数据之前，我们需要先将该数据事务开始之前的状态写入Undo Log中。假设更新到一半出错了，我们就可以通过Undo Log来回滚到事务开始前。

6、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:

DB_ROW_ID:如果没有为表显式的定义主键，并且表中也没有定义唯一索引，那么InnoDB会自动为表添加一个row_id的隐藏列作为主键。-
DB_TRX_ID:每个事务都会分配一个事务ID，当对某条记录发生变更时，就会将这个事务的事务ID写入trx id中。
DB_ROLL_PTR: 回滚指针，本质上就是指向 undo log 的指针。

（1）执行INSERT时

begin;
INSERT INTO user (name) VALUES ("tom");

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。

（2）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:

UPDATE user SET id=2 WHERE id=1;

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 logundo 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。

7、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：

通过undo no=3的日志把id=2的数据删除
通过undo no=2的日志把id=1的数据的deletemark还原成0
通过undo no=1的日志把id=1的数据的name还原成Tom
通过undo no=0的日志把id=1的数据删除

8、undo log的删除

针对于insert undo log

因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见。故该undo log可以在事务提交后直接删除，不需要进行purge操作。

针对于update undo log

该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。

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。

redo 和 undo 小结

数据库

RocketMQ-功能特性

2024-05-14 消息队列

消息队列

MySQL架构

2024-03-30 数据库

数据库