MySQL Undo Log和Redo Log介紹

Undo Log
Undo Log 是為了實現事務的原子性，在MySQL資料庫InnoDB儲存引擎中，還用Undo Log來實現多版本併發控制(簡稱：MVCC)。


- 事務的原子性(Atomicity)
  事務中的所有操作，要麼全部完成，要麼不做任何操作，不能只做部分操作。如果在執行的過程中發生
  了錯誤，要回滾(Rollback)到事務開始前的狀態，就像這個事務從來沒有執行過。


- 原理
  Undo Log的原理很簡單，為了滿足事務的原子性，在操作任何資料之前，首先將資料備份到一個地方
  （這個儲存資料備份的地方稱為Undo Log）。然後進行資料的修改。如果出現了錯誤或者使用者執行了
  ROLLBACK語句，系統可以利用Undo Log中的備份將資料恢復到事務開始之前的狀態。


除了可以保證事務的原子性，Undo Log也可以用來輔助完成事務的持久化。


- 事務的永續性(Durability)
  事務一旦完成，該事務對資料庫所做的所有修改都會持久的儲存到資料庫中。為了保證永續性，資料庫
  系統會將修改後的資料完全的記錄到持久的儲存上。


- 用Undo Log實現原子性和持久化的事務的簡化過程
  假設有A、B兩個資料，值分別為1,2。
  A.事務開始.
  B.記錄A=1到undo log.
  C.修改A=3.
  D.記錄B=2到undo log.
  E.修改B=4.
  F.將undo log寫到磁碟。
  G.將資料寫到磁碟。
  H.事務提交
  這裡有一個隱含的前提條件：‘資料都是先讀到記憶體中，然後修改記憶體中的資料，最後將資料寫回磁碟’。


  之所以能同時保證原子性和持久化，是因為以下特點：
  A. 更新資料前記錄Undo log。
  B. 為了保證永續性，必須將資料在事務提交前寫到磁碟。只要事務成功提交，資料必然已經持久化。
  C. Undo log必須先於資料持久化到磁碟。如果在G,H之間系統崩潰，undo log是完整的，
     可以用來回滾事務。
  D. 如果在A-F之間系統崩潰,因為資料沒有持久化到磁碟。所以磁碟上的資料還是保持在事務開始前的狀態。


缺陷：每個事務提交前將資料和Undo Log寫入磁碟，這樣會導致大量的磁碟IO，因此效能很低。


如果能夠將資料快取一段時間，就能減少IO提高效能。但是這樣就會喪失事務的永續性。因此引入了另外一
種機制來實現持久化，即Redo Log.


Redo Log

- 原理
  和Undo Log相反，Redo Log記錄的是新資料的備份。在事務提交前，只要將Redo Log持久化即可，
  不需要將資料持久化。當系統崩潰時，雖然資料沒有持久化，但是Redo Log已經持久化。系統可以根據
  Redo Log的內容，將所有資料恢復到最新的狀態。


- Undo + Redo事務的簡化過程
  假設有A、B兩個資料，值分別為1,2.
  A.事務開始.
  B.記錄A=1到undo log.
  C.修改A=3.
  D.記錄A=3到redo log.
  E.記錄B=2到undo log.
  F.修改B=4.
  G.記錄B=4到redo log.
  H.將redo log寫入磁碟。
  I.事務提交


- Undo + Redo事務的特點
  A. 為了保證永續性，必須在事務提交前將Redo Log持久化。
  B. 資料不需要在事務提交前寫入磁碟，而是快取在記憶體中。
  C. Redo Log 保證事務的永續性。
  D. Undo Log 保證事務的原子性。
  E. 有一個隱含的特點，資料必須要晚於redo log寫入持久儲存。


- IO效能
  Undo + Redo的設計主要考慮的是提升IO效能。雖說透過快取資料，減少了寫資料的IO.
  但是卻引入了新的IO，即寫Redo Log的IO。如果Redo Log的IO效能不好，就不能起到提高效能的目的。
  為了保證Redo Log能夠有比較好的IO效能，InnoDB 的 Redo Log的設計有以下幾個特點：


  A. 儘量保持Redo Log儲存在一段連續的空間上。因此在系統第一次啟動時就會將日誌檔案的空間完全分配。
     以順序追加的方式記錄Redo Log,透過順序IO來改善效能。
  B. 批次寫入日誌。日誌並不是直接寫入檔案，而是先寫入redo log buffer.當需要將日誌重新整理到磁碟時
     (如事務提交),將許多日誌一起寫入磁碟.
  C. 併發的事務共享Redo Log的儲存空間，它們的Redo Log按語句的執行順序，依次交替的記錄在一起，
     以減少日誌佔用的空間。例如,Redo Log中的記錄內容可能是這樣的：
     記錄1: <trx1, insert …>
     記錄2: <trx2, update …>
     記錄3: <trx1, delete …>
     記錄4: <trx3, update …>
     記錄5: <trx2, insert …>
  D. 因為C的原因,當一個事務將Redo Log寫入磁碟時，也會將其他未提交的事務的日誌寫入磁碟。
  E. Redo Log上只進行順序追加的操作，當一個事務需要回滾時，它的Redo Log記錄也不會從
     Redo Log中刪除掉。


02 – 恢復(Recovery)


- 恢復策略
  前面說到未提交的事務和回滾了的事務也會記錄Redo Log，因此在進行恢復時,這些事務要進行特殊的
  的處理.有2中不同的恢復策略：


  A. 進行恢復時，只重做已經提交了的事務。
  B. 進行恢復時，重做所有事務包括未提交的事務和回滾了的事務。然後透過Undo Log回滾那些
     未提交的事務。


- InnoDB儲存引擎的恢復機制
  MySQL資料庫InnoDB儲存引擎使用了B策略, InnoDB儲存引擎中的恢復機制有幾個特點：


  A. 在重做Redo Log時，並不關心事務性。 恢復時，沒有BEGIN，也沒有COMMIT,ROLLBACK的行為。
     也不關心每個日誌是哪個事務的。儘管事務ID等事務相關的內容會記入Redo Log，這些內容只是被當作
     要操作的資料的一部分。
  B. 使用B策略就必須要將Undo Log持久化，而且必須要在寫Redo Log之前將對應的Undo Log寫入磁碟。
     Undo和Redo Log的這種關聯，使得持久化變得複雜起來。為了降低複雜度，InnoDB將Undo Log看作
     資料，因此記錄Undo Log的操作也會記錄到redo log中。這樣undo log就可以象資料一樣快取起來，
     而不用在redo log之前寫入磁碟了。
     包含Undo Log操作的Redo Log，看起來是這樣的：
     記錄1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
     記錄2: <trx1, insert …>
     記錄3: <trx2, Undo log insert <undo_update …>>
     記錄4: <trx2, update …>
     記錄5: <trx3, Undo log insert <undo_delete …>>
     記錄6: <trx3, delete …>
  C. 到這裡，還有一個問題沒有弄清楚。既然Redo沒有事務性，那豈不是會重新執行被回滾了的事務？
     確實是這樣。同時Innodb也會將事務回滾時的操作也記錄到redo log中。回滾操作本質上也是
     對資料進行修改，因此回滾時對資料的操作也會記錄到Redo Log中。
     一個回滾了的事務的Redo Log，看起來是這樣的：
     記錄1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
     記錄2: <trx1, insert A…>
     記錄3: <trx1, Undo log insert <undo_update …>>
     記錄4: <trx1, update B…>
     記錄5: <trx1, Undo log insert <undo_delete …>>
     記錄6: <trx1, delete C…>
     記錄7: <trx1, insert C>
     記錄8: <trx1, update B to old value>
     記錄9: <trx1, delete A>
     一個被回滾了的事務在恢復時的操作就是先redo再undo，因此不會破壞資料的一致性.


- InnoDB儲存引擎中相關的函式
  Redo: recv_recovery_from_checkpoint_start()
  Undo: recv_recovery_rollback_active()
  Undo Log的Redo Log: trx_undof_page_add_undo_rec_log()