資料庫恢復子系統的常見技術和方案對比(一)
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Physical Logging & Logical Logging
Logging分為Physical Logging和Logical Logging兩類。Physical Logging指在日誌記錄中記錄對資料項的修改,如資料項A在修改之前的值為90,修改之後是100,Physical Logging會將資料項A的變化過程記錄下來。在一個資料庫系統中,Physical Logging可能是Value Logging,即記錄資料項、資料項ID、修改前/後的屬性值等資訊;也可能是真正的物理Logging,即記錄磁碟頁面PageID、Offset和長度,以及修改前後的值。
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Physical Logging VS Logical Logging
對於資料庫管理系統而言,要保證故障發生情況下的資料永續性和正確性,因此恢復子系統不可或缺。在事務執行過程中,需要撤銷時能夠回滾以保障原子性;但同時恢復子系統會帶來效能影響,因為所有日誌記錄只有刷到磁碟上才算真正落盤,即使事務所有操作全部完成,也一定要等日誌落盤後才能響應客戶端,因此Logging的效能往往成為整個系統的效能瓶頸 。
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Group Commit
Group Commit是將並行執行的一組事務日誌一起刷到磁碟,而非分事務每條日誌刷一次。日誌有單獨的日誌緩衝區,所有事務先把日誌寫進日誌緩衝區,透過設定單獨執行緒定時將日誌緩衝區中的內容刷進磁碟,或當日志緩衝區儲存滿時再刷到磁碟。
作業系統提供了Sync、Fsync、Fdatasync等不同寫磁碟的方式,其中Sync把資料刷到作業系統檔案緩衝區時就視為結束,隨後靠作業系統後臺程式把緩衝區的內容刷到磁碟,因此透過Sync方式刷磁碟可能會造成資料丟失。資料庫系統通常採用Fsync進行日誌落盤,當記錄真正寫到磁碟裡面時才返回。Fsync是將檔案資料以及檔案後設資料如修改時間、檔案長度等資訊一起寫到磁碟;而Fdatasync跟Fsync的區別在於其只刷資料而不刷後設資料。
在一些DBMS中,會混用Fsync和Fdatasync:當後設資料修改不影響Logging,比如只有檔案修改時間變化,這時只用Fdatasync即可;但如果操作修改了檔案長度,這時就不能用Fdatasync,因為Fdatasync並不儲存後設資料修改資訊,在恢復時會造成內容部分缺失。由於很多DBMS在寫日誌時不是以增量方式增加日誌檔案內容,而是一次性為日誌檔案分配足夠空間,在之後的寫日誌過程中日誌檔案長度保持不變,所以可以用Fdatasync將日誌寫到磁碟。可以看到,Group Commit每次將一組事務使用一個系統呼叫寫到磁碟,合併很多事務I/O,從而降低整個系統的I/O。
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Early Lock Release
在基於鎖機制實現併發控制時,如果前序事務的鎖沒有釋放,後面的事務只能處於等待鎖的狀態。圖中黑色部分表示正在進行的事務操作,灰色部分是等待日誌落盤的時間,雖然此時對資料不做修改,但只有等日誌刷到磁碟後才能釋放鎖。Early Lock Release是一種面向此場景提高效能的最佳化方法,策略是當事務中處理工作的部分做完就釋放鎖,然後再將日誌落盤,縮短下個事務等待鎖的時間,提高併發執行程度。
但這種方式同樣存在缺陷,比如第一個事務已經釋放鎖,但在日誌落盤時出現故障需要回滾,但由於此時鎖已經被下一個事務獲得,下一個事務要和上一個事務一起回滾,因此係統需要維護事務間的依賴關係。在現實中,鎖的提前釋放技術在資料庫中被廣泛使用。對於索引結構,如果對索引中的某個節點加鎖,會產生較大影響範圍,因為一個索引葉子節點往往涉及一連串的很多資料記錄。如果對葉子節點加鎖,相關記錄都會被鎖住。因此在索引的使用上,通常會採用Early Lock Release而非兩階段封鎖協議,以縮短資料記錄被鎖住的時間。
— ARIES演算法 —
在基於磁碟的資料庫系統中,恢復子系統大都是基於ARIES(Algorithms for Recovery and Isolation ExploitingSemantics)演算法實現。ARIES對於資料緩衝區和日誌緩衝區的管理採用 Steal + No Force的管理策略(關於Steal + No Force的介紹在 《記憶體資料庫解析與主流產品對比(一)》中有詳細提到)。在ARIES中,每條日誌會有一個順序號LSN(Log Sequence Number),如下圖中LSN 10號的日誌是事務T1寫Page 5的更新操作;20號LSN是事務T2寫Page 3的更新操作。需要注意的是,日誌中會保留有事務end記錄,標識事務已commit並返回客戶端,表示該事務所有操作已經完成。如果日誌中只有commit而沒有end,那可能意味著事務已經完成,但客戶端可能沒有收到響應。
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ARIES三階段恢復
ARIES的恢復演算法分三個階段:Analysis、Redo、Undo,每階段具體細節後面會詳細介紹 。
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Analysis: 在出現crash重啟後,系統首先會從磁碟上讀出日誌檔案,分析日誌檔案內容,判斷哪些事務在系統crash時處於Active狀態,以及哪些Page在出現故障時被修改過。
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Redo: 系統在redo階段根據日誌重現故障現場,包括將記憶體中的Dirty Page恢復到crash時的狀態,相當於重放日誌歷史記錄(Repeating History),並將每條日誌記錄都執行一遍,包括沒有commit的事務日誌。
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Undo: Undo階段系統開始撤銷沒有完成的事務。上圖是日誌記錄的簡單示例,系統在LSN 60後crash,其中日誌中有事務T2 end的標記,所以T2已經提交,而事務T1和T3都尚未完成,事務T1和T3對於P1、P3和P5的修改如果已落盤,就需要從磁碟上撤銷。
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日誌記錄的資料結構
對於ARIES恢復子系統,恢復過程需要基於Logging所儲存的資訊進行。ARIES中日誌由多條日誌記錄組成,一條日誌記錄裡包含修改資料項的事務ID、Page ID + Offset、長度、修改前後的數值以及額外的控制資訊。
ARIES的日誌型別包括Update、Commit、Abort、End以及補償日誌記錄 CLR(Compensation Log Record )。CLR用於預防因事務回滾過程中出現故障造成影響,當事務回滾時,每回滾一條日誌就記錄一條CLR,系統可以透過CLR判斷哪些操作已經回滾,如果不記錄CLR則可能出現操作回滾兩次的情況。
在正常記錄日誌時,ARIES會記錄redo和undo資訊,記錄的日誌包含修改前後的值等。一般來說,日誌落盤是順序寫,因此資料庫在配置上會為日誌服務單獨安排磁碟,不和儲存資料記錄的盤混用,以提升日誌寫的效能。
下面是ARIES中日誌落盤示意圖,圖中右側序列代表所有日誌,青藍色部分代表已經落盤的日誌,橙色部分表示還在日誌緩衝區裡的日誌。ARIES會記錄Flushed LSN,代表目前已有哪些緩衝區的日誌已經刷到磁碟。此外,儲存資料的每個磁碟塊中都會記錄一個Page LSN,用來表示修改此資料Page的所有操作中對應的最大日誌號(即最後一個修改資料Page的操作所對應的日誌號)。在把資料緩衝區裡的資料刷到磁碟時,透過判斷Page LSN與flushed LSN的大小決定是否可以將資料刷到磁碟。如果Page LSN 小於等於Flushed LSN ,說明修改這個資料頁面的所有日誌記錄都已落盤,因此資料也可以落盤,這就是所謂的WAL(Write-Ahead-Log),日誌總是先於資料寫到磁碟。
此外,日誌記錄中還儲存了Prev LSN來對應日誌所屬事務的前一個日誌號。由於在系統中所有事務共享日誌緩衝區,因此產生的日誌是穿插在一起的,可以透過Prev LSN把屬於同一個事務的所有LSN串聯起來,來找到事務所對應的所有日誌 。
恢復子系統中還需要維護Xact Table和Dirty Page Table。Xact Table用來記錄所有活動的Transaction的狀態如active、commit、abort、end等;同時還記錄事務最後產生的日誌號Last LSN。Dirty Page Table用來記錄哪些資料Page從磁碟上載入到緩衝區後被修改過, 以及每個Page最早修改時的日誌號Rec LSN(即資料Page被載入到緩衝區後第一個修改操作所對應的日誌號)。
除了在日誌中記錄資訊外,為保證恢復可以成功完成,資料庫系統還需要用Master Record記錄Checkpoint的LSN,保證在每次恢復時只需要從最近的Checkpoint開始即可。由於資料庫系統在做Checkpoint時需要停機(不允許任何事務執行),這對於使用者很難接受,因此ARIES中的Checkpoint採用Fuzzy Checkpoint方式,即在進行Checkpoint時允許事務可以持續不斷執行。Fuzzy Checkpoint會產生兩個日誌記錄:Begin_Checkpoint和End_Checkpoint。Begin_Checkpoint負責記錄開始Checkpoint的時間點,End_Checkpoint記錄Xact Table和Dirty Page Table,而Checkpoint的LSN會寫到磁碟的Master Record上進行持久儲存。以上即恢復所需的全部資料結構,各類LSN的整理總結如下表所示 。
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簡單事務恢復
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出現故障的事務恢復
在前文我們提到,ARIES的故障恢復分為三個階段,下面將詳細介紹三個階段的執行細節。
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Analysis階段
在Analysis階段,系統從磁碟上的Master Record中獲取最後一個Checkpoint日誌記錄,重構出Xact Table和Dirty Page Table,並 從Begin_Checkpoint日誌記錄開始順序處理後續的日誌記錄。在遇到一個事務的end日誌時,將其從Xact Table中去除;如果遇到事務的commit日誌,則更新Xact Table中對應事務的狀態;如果遇到其它日誌記錄,判斷該事務是否在Xact Table中,不在則將其加入Xact Table,並更新Xact Table中該事務的Last LSN為當前日誌記錄的LSN。此外,系統會判斷日誌記錄中更新的資料Page是否在Dirty Page Table,如不在則將該資料Page加入到Dirty Page Table,並將其Rec LSN設為當前日誌號。
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Redo階段
系統在Redo階段首先找出Dirty Page Table中所有PageRec LSN中最小的,作為redo的起始位置,因為再往前的日誌記錄對應的資料修改都已落盤,不會出現在Dirty Page Table中。隨後系統 從redo的起始位置開始,按順序對後續更新日誌記錄(包括CLR)執行redo操作(重放)。如果遇到操作更新的Page不在Dirty Page Table中,或Page在Dirty Page Table中但Rec LSN大於當前LSN,或磁碟上的Page LSN大於當前的LSN,則都表示該LSN對應記錄已經落盤,可以直接跳過,不需要執行redo。在redo時,系統不需要再記錄日誌,因為redo只是實現整個記憶體狀態的重構,如果在redo時又出現了系統故障,則按照原來操作重新進行一遍。
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Undo階段
Undo階段目的是撤銷在系統故障時未完成的事務,開始時會建立一個需要undo的日誌集合,把每個需要回滾的事務的最後一條日誌號放入該集合中,然後開始進行迴圈處理。 首先系統從集合裡挑出最大的LSN即最後一條進行undo,如果這條日誌是CLR補償日誌,且它的undo-next為空,那麼說明事務已經完成undo,可以記錄一條End日誌表明事務結束;如果補償日誌的undo-next不等於空,說明還有下一條需要undo的日誌,那麼就將下一條日誌的LSN放入集合;如果是更新日誌,就回滾該日誌且記錄一條CLR日誌,然後把日誌的Prev LSN加入集合。系統會按照上述過程不斷迴圈,直到整個undo集合為空。
接下來透過例子梳理一下整個過程。系統首先做了Fuzzy Checkpoint,出現了兩次更新:T1修改了P5,T2修改了P3。隨後,T1 abort 取消,LSN40記錄了補償日誌——回滾LSN10,隨後T1 End。接下來其他事務繼續進行:T3修改了P1,T2修改了P5。此時出現了Crash,該怎麼做恢復呢?首先在Analysis過程,由Checkpoint開始向後掃描,發現T1已經End不需要redo,T2、T3沒有end可以進行redo,因此Xact Table裡僅有T2 、T3,Dirty Page Table包括P1、P3、P5。在分析完成後,進行redo重做過程恢復故障現場,隨後在T2、T3進行undo每一條日誌時記錄CLR,直到undo到每個事務最初的一條 。
如果在恢復的過程中又出現了Crash(如下圖所示),已經undo的兩個操作由於記錄了CLR,新redo會重做這兩個CLR,而新undo過程不會再重新回滾。恢復系統會在原有基礎上繼續進行,直到所有的事務全部undo完成。
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ARIES小結
ARIES是一個具有成熟設計,能夠保證事務原子性和永續性的恢復系統,使用WAL和Steal + No Force緩衝區管理策略,且不影響系統正確性。ARIES中LSN是單調遞增的日誌記錄唯一標識,透過連結方式把一個事務的所有日誌串聯在一起。Page LSN用來記錄每個頁面最後修改操作對應的日誌號,系統透過Checkpoint減少Recovery的開銷。整個恢復分為Analysis、Redo、Undo三個步驟,分析的目的是找出來哪些事務需要redo,哪些頁面被修改過,修改是否已經落盤;隨後透過redo恢復故障現場,利用undo將需要撤銷的事務回滾。
參考文獻:
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