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事务

事务分类

事务通常可分为如下类型：

• 扁平事务(flat transaction)
• 带保存点的扁平事务(flat transaction with savepoints)
• 链事务(chained transaction)
• 嵌套事务(nested transaction)
• 分布式事务(distributed transaction)

扁平事务

扁平事务为最常用的事务，在扁平事务中，所有操作都处于统一层次，其由begin work开始，并由commit work或rollback work结束。

扁平事务的操作是原子的，要么都提交，要么都回滚。

带有保存点的扁平事务

对于带有保存点的扁平事务，其支持在事务执行过程中回滚到同一事务中较早的一个状态。

在事务执行过程中，可能并不希望所有的操作都回滚，放弃所有操作的代价可能太大。通过保存点，可以记住事务当前的状态，在后续发生错误后，事务能够回到保存点当时的状态。

相较于扁平事务只能够全部回滚，带保存点的扁平事务能够回滚到保存点时的状态。

保存点可以通过save work来创建，使用示例如下所示

链事务

可视为保存点事务的一个变种。在使用带保存点的事务时，如果系统发生崩溃，那么所有的保存点都会消失。在后续重启进行恢复时，事务需要从开始处重新执行，而不是从最近的一个保存点开始执行。

若事务在数据库未提交时发生崩溃，那么在数据库再次重启执行recovery操作时，会对未提交的事务进行回滚，即使之前事务存在保存点，也会全部回滚

链事务的思想是，当提交事务时，释放不必要的数据对象，将必要的上下文隐式传递给下一个要开始的事务。提交事务和开始下一个事务操作必须为原子操作，下一个事务必须徐要能看到上一个事务的结果，示例如下：

和带保存点的扁平事务不同的是，带保存点的扁平事务能够回滚到任意正确的保存点，而链事务只能回滚当前事务。

且链事务和带保存点的扁平事务，对于锁的处理也不同：

• 链事务：对于每个事务，commit后释放持有的锁
• 带保存点的扁平事务：在整个事务提交前，不会释放持有的锁

嵌套事务

嵌套事务为一个层次结构框架，由顶层事务控制各个层次的事务。嵌套在顶层事务中的事务被称为子事务。

如下为Moss理论嵌套事务的定义：

• 嵌套事务是由若干事务组成的一颗树，子树既可以是嵌套事务，又可以是扁平事务
• 处在叶子节点的事务是扁平事务
• 位于根节点的事务被称为顶层事务，其他事务被称为子事务，事务的predecessor被称为父事务，事务的下一层事务被称为子事务
• 子事务既可以提交又可以回滚，但是子事务的提交并不会立马生效，除非其父事务已经被提交。任何子事务都在顶层事务提交后才真正提交
• 树中任何一个事务的回滚会引其所有子事务都一起回滚

在Moss理论中，实际工作被交由叶子节点来完成，只有叶子节点的事务才能够访问数据库，发送消息，获取其他类型的资源。高层事务仅仅负责逻辑控制，即负责何时调用相关子事务。

即使一个系统不支持嵌套事务，也可以通过保存点技术来模拟嵌套事务。

savepoint和嵌套事务区别

在使用保存点来模拟嵌套事务时，在锁持有方面和嵌套事务有差别。

• 嵌套事务：在使用嵌套事务时，不同子事务在数据库持有的锁不同
• 保存点：在通过保存点来模拟嵌套事务时，用户无法选择哪些锁被哪些子事务继承，无论有多少个保存点，所有的锁都可以得到访问

分布式事务

通常是在分布式环境运行的扁平事务，需要访问网络中的不同节点。

分布式事务同样需要满足ACID的特性，要么都发生，要么都不发生。

对于innodb存储引擎，其支持扁平事务、带有保存点的扁平事务、链事务、分布式事务。innodb并不原生支持嵌套事务，单可以通过带保存点的事务来模拟串行的嵌套事务。

事务实现

对于事务的ACID特性，其实现如下：

• I(隔离性)：事务隔离性通过锁来实现
• A(原子性), D(持久性)：事务的原子性和持久性可以通过redo log来实现
• C(一致性):事务一致性通过undo log来实现

redo

redo log（重做日志）用于实现事务的持久性，其由两部分组成：

• 内存中的重做日志缓冲（redo log buffer）
• 磁盘中的重做日志文件（redo log file）

redo log persists before transaction committed

innodb存储引擎支持事务，其通过force log at commit机制实现事务的持久性，即当事务提交时，必须先将该事务的所有日志写入到磁盘的日志文件中进行持久化，直到该过程完成后事务才提交完成。

上述描述中提交时将事务所有日志写入到磁盘的日志文件中，这句话中日志代表redo log 和 undo log。

• redo log用于保证事务持久性
• undo log用于帮助事务回滚，也用于mvcc功能

redo log和undo log比较

• redo log在mysql server运行时，只会被顺序的写入，server运行时并不会被读取
• undo log则不同，在server运行时可能需要对事务进行回滚或执行mvcc操作，此时可能需要对undo log文件进行随机读写

redo log和binlog的比较

binglog通常用于对数据库进行point in time形式的恢复（从某个时间点起恢复数据）以及主从复制；但是，binlog和redo log的差别如下：

• binlog针对的是mysql数据库级别，不止用于innodb，还用于其他存储引擎
• redo log属于innodb存储引擎级别
• binlog实际记录的是对应sql语句，属于逻辑日志
• redo log实际记录的格式则是物理格式，具体为针对某个页面的物理修改

redo log和 bin log日志写入磁盘的时机也有所不同：

• bin log仅在事务提交后才进行一次写入
• redo log在事务执行过程中也可能发生写入（redo log buffer满后会写入到磁盘中），故而，redo log file中同一事务写入的redo log内容可能并非是连续的，多个事务在写入redo log时可能会交叉写入

innodb_flush_log_at_trx_commit

参数innodb_flush_log_at_trx_commit用于控制redo log/ undo log刷新到磁盘的策略，该参数默认值为1，即事务提交时刷新日志到磁盘。除了默认值之外，还可以为该参数设置如下值：

• 0： 事务提交时不刷新日志到磁盘，仅在master thread中刷新日志到磁盘，master thread中刷新操作每秒触发一次
• 2：事务提交时刷新日志，但是仅将日志写入到文件系统的缓存中，并不进行fsync操作

将innodb_flush_log_at_trx_commit参数设置为0或2虽然可以在一定幅度上提高性能，但是会丧失数据库的ACID特性。

log block

在innodb中，redo都是以512字节的大小为单位进行存储的，即redo log buffer、redo log file都是以block的形式进行保存，block的大小为512字节。

block & atomic

若针对相同的页，redo log的大小大于512字节，那么其会被分割为多个block进行存储。且由于redo log block的大小和磁盘扇区相同，故而在将block时，无需使用double write机制，针对特定的block，起写入为原子的，要么写入成功要么写入失败，不会像页（page）一样存在dirty的情况。

redo log block中包含的内容除了日志本身外，还包含log block header和log block tailer内容。log block header + log block content + log block tailer合计占用512字节，其中，各部分大小如下：

• log block header: 12字节大小
• log block content: 492字节大小
• log block tailer: 8字节大小

如上所示，每个redo log block可实际存储的内容大小为492字节。

log block header

log block header大小为12字节，由如下部分组成：

• LOG_BLOCK_HDR_NO: 占用4字节
• LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN: 占用2字节
• LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP: 占用2字节
• LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO: 占用4字节

LOG_BLOCK_HDR_NO

log buffer由log block所组成，可以将log buffer看作是log block的数组，故而，log block header中LOG_BLOCK_HDR_NO起代表当前block在buffer中的位置。

LOG_BLOCK_HDR_NO由于表示的是log buffer中的数组小标，故而可知LOG_BLOCK_HDR_NO其是递增的，并且可以循环使用。LOG_BLOCK_HDR_NO的大小为4字节，但是其首位用作flush bit，故而，其可表示的最大长度为2^31 bytes = 2GiB。

LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN

LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN大小为2字节，代表log block所占用的大小，当log block被写满时，该值为0x200，表示当前log block使用完block中所有的可用空间，即log block的大小为512字节。

LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP

LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP占用2个字节，表示log block中第一个日志所处的偏移量。

LOG_BLOCK-FIRST_REC_GROUP的取值可能存在如下场景：

• 该值大小和LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN相同，则代表当前block中不包含新的日志（即当前block中存储的存储的全是上一block中record的后续部分）

下图表示事务T1的重做日志占用762字节，事务T2的重做日志占用100字节的场景。

由于每个block中最多只能保存492字节的数据，故而T1事务的762字节需要分布在两个block中，第一个block保存492字节的数据，第二个block中保存剩余270字节的数据。

• 其中，左侧的block，其LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP值为12，代表第一个record开始的位置紧接在log block header之后
• 而右侧的block，其LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP的值为12 + 270 = 282 bytes。在存放第一条record之前，不仅有log block header对应的12字节，还有之前T1剩余日志的270字节

LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO

LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO占用4字节大小，代表log block最后被写入时的检查点第四字节的值。

LSN（log sequence number）为一个全局唯一且单调递增的64位数字，当发生数据修改时，redo log内容会增加，此时LSN也会增加。

CHECKPOINT则是一个LSN值，同样为64位整数，代表位于CHECKPOINT之前所有的修改已经被持久化到数据库中，位于CHECKPOINT之前的redo log内容可以被安全的覆盖。

log block tailer

log block tailer中仅由一个部分组成，即LOG_BLOCK_TRL_NO，其值和LOG_BLOCK_HDR_NO相同。

log group

log group被称为重做日志组，其中包含多个redo log文件，innodb中只有一个log group。

log group只是一个逻辑上的概念，由多个redo log file组成。log group中每个redo log file大小相同。redo log file中存储的是redo log block，在innodb引擎运行过程中，会将redo log buffer中的log block刷新到磁盘文件中。

redo log buffer刷新到磁盘中的时机

redo log buffer会在如下时机将log block刷新到磁盘中：

• 事务提交时
• log buffer中有一半的内存空间已经被使用时
• log checkpoint时(checkpoint时会导致脏页被刷新到磁盘上，而WAL要求脏页刷新前刷新redo log buffer)

WAL

write-ahead logging是一种为database系统提供原子性与持久性的技术。

write ahead log是append-only的辅助磁盘存储结构，用于crash recovery和transaction recovery。

在使用WAL的系统中，在所有的changes被应用到数据库之前，要求changes都被写入到log中。

所以，在innodb中，脏页被刷新到磁盘之前，脏页对应的newest_lsn之前的redo log都必须被刷新到磁盘中。redo log file中最新的lsn必须大于磁盘页文件中最大的lsn。

在redo log buffer中的log block刷新到redo log file中时，其会追加（append）到redo log file的末尾。当redo log group中的一个文件被写满时，其会接着写入下一个redo log file，其行为称为round-robin。

在redo log group中的每个redo log file中，其前2KB（4个log block大小）均不用于存储log block，前2KB内容如下：

• 对于log group中的第一个redo log file，前2KB用于存储如下内容，下列每个部分大小均为一个block：
  • log file header
  • checkpoint 1
  • 空
  • checkpoint2
• 对于log group中非第一个redo log file，其仅保留开头2KB的空间，但并不保存信息

redo log format

innodb中存储管理是基于页的，故而redo log format格式也基于页。

redo log头部格式

redo log头部格式通常包含3部分：

• redo_log_type： 重做日志类型
• space： 表空间id
• page_no： 页的偏移量

之后redo log body部分，根据重做日志类型的不同会存储不同内容。

LSN

LSN代表的是日志序列号，其大小为8字节，且单调递增。LSN代表事务写入redo log的总字节数。

页LSN

在每个页的头部，都存在FIL_PAGE_LSN，其记录了该页的lsn。在页中，LSN代表该页最后刷新时的lsn大小。

FIL_PAGE_LSN在buffer pool page和disk page中均存在，二者记录的值不同：

• buffer pool page header中FIL_PAGE_LSN记录的是内存页最后被修改的LSN
• disk page header中FIL_PAGE_LSN记录的是最后被刷新到磁盘的页对应的最大修改LSN

在执行crash recovery过程中，会从CHECKPOINT开始，一直到redo log file末尾，逐条处理redo log record，对于每条redo log record关联的页，会比较record_lsn和FIL_PAGE_LSN的大小：

• record_lsn <= FIL_PAGE_LSN：代表当前redo record对应的修改已经包含在页中，当前redo log record直接跳过即可
• record_lsn > FIL_PAGE_LSN：代表当前redo record中的修改不存在于页中，需要对页应用record修改，并在修改完后更新页的FIL_PAGE_LSN

查看LSN

可以通过show engine innodb status来查看LSN情况，核心数值如下：

• log sequence number：代表当前LSN
• log flushed up to： 代表已经刷新到磁盘文件中的LSN
• last checkpoint at: 代表页已经刷新到磁盘的LSN

recovery

innodb在启动时，不管上次数据库运行是否正常关闭，都会尝试执行恢复。

redo log是物理日志，故而恢复速度相较逻辑日志要快得多，恢复操作仅需从checkpoint开始。

例如，对于如下数据表

create table t (
    a int,
    b int,
    primary key(a),
    key(b)
);

若执行sql语句

insert into t select 1,2;

在执行时，需要修改如下内容：

• 聚簇索引页（包含数据）
• 辅助索引页

故而，其记录重做日志内容大致为

page(2,3), offset 32, value 1,2; # 聚簇索引页
page(2,4), offset 64, value 2; # 辅助索引页

由上述示例可知，redo log为物理日志，记录的是对页的物理修改，故而redo log是幂等的。

undo

redo log记录了对页的物理操作，可以用于进行redo。而undo和redo不同，undo主要用于对事务的回滚。

undo的存放位置和redo不同：

• redo log存放在redo log file中
• undo log存放在数据库内部的segment中，该segment被称为undo segment。undo段位于共享的表空间内

undo log和redo log差异

• redo log为物理日志，记录的是对页的修改；而undo log则是逻辑日志，对每个insert操作，undo log会生成一个相反的delete，对update也会生成另一个逆向的update
• redo log是全局的，innodb中所有事务都会向同一个redo log交叉写入；而undo log则是针对事务的，每个事务都有其自己的undo log chain

非锁定读

除了用于事务回滚外，undo log还可以用于MVCC。当事务A尝试读取一条记录R时，如果记录R已经被另一个事务B占用，那么事务A可以通过undo log读取行数据之前的版本。

上述实现被称为非锁定读。

undo log的产生会伴随redo log的产生

undo log其本质仍然是数据。undo log其存放在表空间的undo segment中，仍然可被可做是数据，而WAL(write-ahead logging)要求变更被应用到数据库之前，需要先写入日志。

故而，在生成undo log时，对于undo页的修改也会被记录到redo log中。

存储管理

innodb通过segment来管理undo log，其管理方式如下：

• innodb包含rollback segment
• 每个rollback segment会记录1024个undo log segment
• undo log segment中会进行undo页的申请
• 共享表空间偏移量为5的页会记录所有rollback segment header所在的页
  • 偏移量为5的页类型为FIL_PAGE_TYPE_SYS

innodb_undo_directory

该参数用于设置rollback segment文件所在的路径，默认为./，代表datadir。

如果innodb_undo_directory变量没有被定义，那么undo tablespace将会被创建再datadir下。默认情况下，undo tablespaces文件的名称为undo_001和undo_002。

innodb_rollback_segments

每个undo tablespace支持最大128个rollback segments，innodb_rollback_segments变量定义了rolback segments的数量。

每个rollback segments支持的事务数量由rollback segment中undo slot的数量和每个事务需要的undo log数量来决定。

当innodb页大小为16KB时，rollback segment中undo slot的数量为innodb page size/ 16，即1024个。

易知，每个slot占用的大小为16bit，即长度为2字节。

故而，slot中存放的是指向undo segment的句柄，而不是存放undo segment本身。

innodb_undo_tablespaces

该变量设置了undo tablespaces的数量。

purge

在事务i提交之后，并不能立刻删除undo log以及undo log所在的页，其他事务仍有可能通过undo log来还原数据行的之前版本。故而，在事务提交时，会将undo log放入到一个链表中，交由purge线程来决定是否最终删除undo log以及undo log所在的页。

purge代表`清空不再被需要的旧版本数据行及其对应的undo log记录。

如果为每一个事务分配一个单独的undo页，那么会非常浪费存储空间。由于事务提交时，所分配的undo页并不能立刻释放，故而，当数据库负载较大时，可能同时存在大量的undo页，会占用相当多的存储空间。

undo页的重用设计

在innodb对undo页的设计中，考虑了对undo页的重用。当事务提交时，首先会将undo log放在链表中，然后判断undo页的使用空间是否小于3/4。如果是，代表该undo页可以被重用，之后新的undo log会记录在当前undo log的后面。

核心概念

rollback segment

undo tablespace由rollback segment构成，每个undo tablespace最多支持128个rollback segment，innodb_rollback_segments定义了rollback segments的数量。

undo slots

undo slot是rollback segment内的slot，由rollback segment进行管理。

undo slot主要用于关联undo segment，当事务启动时，系统会从rollback segment中获取一个空闲的undo slot，成功获取undo slot后即代表关联了一个undo segment