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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. C. 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。 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 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_INIT_FILE_PAGE, MLOG_PAGE_REORGANIZE 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文件中. 通过这个类型的定义，可以 很容易的找到都在哪些地方使用了。 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。 - 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(将主键记入日志) TRX_UNDO_UPD_DEL_REC(仅将主键记入日志) 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中不可内引用一个不存在的数据。 这也是事务将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. 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(). - 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，就可以保证在恢复时重做完redo log后， 数据是一致。在执行undo时，就不必考虑这个问题了。
