Mysql InnoDB Redo log
一丶什么是redo
innodb是以也为单位来管理存储空间的，增删改查的本质都是在访问页面，在innodb真正访问页面之前，需要将其加载到内存中的buffer pool中之后才可以访问，但是在聊事务的时候，事务具备持久性,如果只在内存中修改了页面，而在事务提交后发生了系统崩溃，导致内存数据丢失，就会发生提交事务所作的更改还没来得及持久化到磁盘。
那么如何保证到提交的事务，所作更改一定持久化到磁盘了昵？
最简单粗暴的固然是，每次事务提交都将其所作更改持久化到磁盘。这种操作又存在如下问题：
- 刷新一个完整的页面，十分浪费IO，有时候事务所作的更改只是一个小小的字节，但由于innodb是以页为单位的对磁盘进行io操作的，这时候需要把一个完整的页刷新到磁盘，为了一个字节刷新16k的内容，是不划算的
- 随机io刷新缓慢，一个事务包含多个数据库操作，一个数据库操作包含对多个页面的修改，比如修改的数据不在相邻的页，存在多个不同的索引B+树需要维护，这时候需要刷新这些零散的页面，进行大量的随机IO
InnoDB是如何实现事务提交的持久化——记录下更改的内容
在事务提交的时候只记录下，事务做了什么变更到redolog，中这样即使系统崩溃了，重启之后只需要按照redo log上的内容进行恢复，重新更新数据页，那么该事务还是具备持久性的，这便是重做日志——redo log。使用redo log的好处：
- redo log占用空间小：在存储事务所作变更的时候，需要存储变更数据页所在的表空间，页号，偏移量以及需要更新的值时，需要的空间很少。
- redo log是顺序写入磁盘的，在执行事务的过程中，在执行每一条语句的时候，就可能产生若干条redo log，这些日志都是按照产生的顺序写入磁盘的，也就是使用顺序io
二丶redo log 日志的格式
- type：redo log日志的类型
- space id：表空间号
- page number：页号
- data：日志内容
通常一个执行语句是会修改到许多页面的，比如一个表具备多个索引，进行更新的时候需要维护聚簇索引和各种非聚簇索引，表中存在多少个索引就会可能会更新到多少个B+树，针对一颗B+树来说，极可能更新到叶子节点，也可能更新到非叶子节点，甚至还伴随着创建新页面，页面分裂，在内节点页面添加目录项等等操作。
理论上说red log只需要记录下insert 语句对页面所有的修改即可，但是插入数据到一个页面，也伴随着对这个页面的File Header,Pahe Header等等信息的修改
可见，将一条记录插入到一个页面，需要更改的地方很多，为此redo log定义了许多不同的日志格式，从物理层面来说：redo log指明了需要在哪一个表空间，的哪一个页进行什么修改内容，从逻辑层面来说：redo log在mysql崩溃恢复后，并不能直接使用这些日志记录的内容，而是需要调用一些函数，将页面进行恢复
三丶Mini-Transaction
mysql把底层页面的一次原子访问过程称为一个Mini-Transaction（MTR）（比如向B+树中插入一条记录的过程算作一个MTR，即使这个sql涉及到多个B+树）一个MTR可以包含一组redo log，在进行崩溃恢复的时候需要把这一组MTR看作是一个不可分割的整体（B+树中插入一条记录，可能涉及到叶子节点，非叶子点的改动，不能说只新增了叶子节点，但是没用更新非叶子节点，需要保证这个过程的原子性）
一个事务可以包含多个语句，一个语句可以包含多个MTR，一个MTR可以包含多个redo log日志，那么innodb是如何确认多个redo log属于一个MTR的昵
多个redo log以最后一条类型为MLOG_MULTI_REC_END类型的日志结尾，那么视为前面的redo log为同一MTR中的日志。系统在进行崩溃恢复的时候，只有解析到MLOG_MULTI_REC_END类型的日志的时候，才认为解析到了一组完整的redo log日志，才会进行恢复。
有些需要保证原子性的操作，只会产生一条redo log，比如更新Max Row ID(innodb在用户没用指定主键的时候，将此值存储在页中，没增大到256的整数倍的时候，才会更新写回磁盘)，这个时候会将其的type字段的第一个比特置为1，表示这个单个redo log 便是一个原子性操作，而不是加上一个MLOG_MULTI_REC_END类型的日志。
四丶redo log日志写入过程
1.redo log block
innodb 将通过MTR生成的redo log放在大小为512字节的block中，其中存储redo log的部分只有log block body其余的两部分存储一些统计信息
- log block header
- log_block_hdr_no:每一个block 具备一个大于0的唯一编号，此属性便是记录编号值
- log_block_hdr_data_len:记录当前lock block使用了多少字节（从12开始，因为lock block header占用了12字节），随着越来越多的日志写入block最后最大为512字节
- log_block_first_rec_group:一个MTR包含多个日志，这个字段记录该block中第一个MTR生成redo log日志记录组的偏移量。
- log_block_checkpoint_no：表示checkpoint的序号
- log block trailer
- log_block_check_sum：表示block检验和，用于正确性校验
2.redo log buffer
为了解决磁盘写入过慢的问题，innodb采用了redo log buffer，写入redo log不会直接写入磁盘，而是在服务启动的时候申请一片连续的内存空间，用作缓冲redo log的写入
innodb_log_buffer_size可以指定其大小，默认16mb
3.redo log写入log buffer
innodb保存了一个buf_free的全局变量用于记录log buffer中空闲位置的偏移量，让后续redo log的写入从buf_free的位置开始写。
不同的事务是可以并发运行的，并发的写入redo log buffer中，每当一个MTR执行完成时，伴随着该MTR生成的redo log被写入到log buffer中，多个不同事务的MTR可能时交替写如到log buffer中的
五丶redo log持久化
1.redo log buffer中的内容何时持久化到磁盘
MTR运行过程中产生的一组redo log会在MTR结束的时候被复制到log buffer中，但是何时落盘昵？
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log buffer 空间不足
如果写入log buffer的redo log日志量已经占满log buffer的一半时，会进行刷盘
-
事务提交时
之所以使用redo log，是由于其占用内存小，可以顺序IO写回磁盘，为了保证事务的持久性，需要把修改页面对应的redo log刷新到磁盘，这样系统崩溃时也可以将已提交的事务使用redo log进行恢复
-
将某个脏页刷新到磁盘前
将buffer pool中的脏页刷盘的时候，会保证将其之前产生的redo log刷盘
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后台线程，每秒一次的频率将redo log buffer中刷盘
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正常关闭mysql服务器时
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做checkpoint时
2.redo log 日志文件组
mysql的数据目录下默认有两个redo log日志文件，默认名称为ib_logfile0和ib_logfile1,log buffer中的内容便是刷新到着两个文件中。可以通过以下系统变量进行设置
innodb_log_group_home_dir：指定redo log日志文件所在目录innodb_log_file_size:指定每一个redo log日志文件大小innodb_log_file_in_group:指定redo log日志文件的个数
日志文件不知一个，而是以一个日志文件组的形式出现的，都是ib_logfile数字格式的名称，在持久化redo log的时候，首先从ib_logfile0开始写，然后写ib_logfile1直到写到最后一个文件，这时候需要做checkpoint，后继续从ib_logfile0写，从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下图
3.redo log日志文件格式
每一个redo log文件前2048个字节（四个redo log block大小）用来存储管理信息，后续的位置存储log buffer中redo log block镜像
前2048字节分为四个block，如上图
- log file header 描述该日志的一些整体属性
- checkpoint1 & checkpoint2，格式相同
- log_checkpoint_no：服务器执行checkpoint的编号，每执行一次checkpoint该值加1
- log_checkpoint_lsn：服务器在结束checkpoint时对应的lsn值，系统崩溃时从该值开始
- log_checkpoint_offset：log_checkpoint_lsn属性值，在redo日志文件组中的偏移量
- log_checkpoint_log_buf_size：服务器在执行checkpoint操作时对应的log buffer大小
- log_checkpoint_checksum：本block校验值，无需关心
4.LSN——log squence number记录当总共写入的redo 日志量
innodb的一个全局变量，用于记录当总共写入的redo 日志量，初始值为8704（未产生一条redo日志也是8704）。并不是记录刷到磁盘的redo log日志总量，而是写入到log buffer中的redo log日志量
每一组MTR生成的redo log都有唯一一个lsn值与之对应，其中lsn越小表示对应的redo log产生越早
5.flushed_to_disk_lsn记录刷新到磁盘中的redo日志量
redo log总是先写入到redo log buffer然后才会被刷新磁盘中的，所有需要有一个变量记录下一次从log buffer中刷盘的起始位置——buf_next_to_write
flushed_to_disk_lsn记录刷新到磁盘的redo log 日志量
当存在新的日志写入到log buffer的时候，首先lsn(log squence number记录当总共写入的redo 日志量)会增大，但是flushed_to_disk_lsn大小不变（因为没刷盘）随着log buffer中的内容刷新到磁盘，flushed_to_disk_lsn将随之增大，当flushed_to_disk_lsn = lsn的时候说明所有log buffer中的日志都刷新到了磁盘
6.buffer pool 中flush 链表中的lsn
MTR是对底层页面的一次原子访问，在访问过程中会产生一组不可以分割的redo log，在MTR结束的时候会把这一组redo log记录到log buffer中。除此之外在MTR结束的时候还需要：把MTR执行过程中修改的页面加入到Buffer pool中的flush链表中，毕竟刷新脏页到磁盘是buffer pool的任务。
当这个页面第一次被修改的时候就会将其对应的控制块插入到flush 链表头部，后续再次修改不会移动控制块，因为其已经在flush 链表中，所有说flush 链是按照页面第一次修改的时间进行排序的，在这个过程中会记录两个重要的属性到脏页的控制块中：
-
oldest_modification
第一次修改修改buffer pool某个缓冲页（先把页读到buffer pool的缓冲页，然后进行修改）时，
记录下修改该页面MTR开始时对应的lsn(注意这个开始时) -
newest_modification
每次修改页面，都会
记录下修改该页面MTR结束时的lsn,该属性记录最近一次修改后对应的lsn
例如第一个MTR1修改了页A，在oldest_modification记录下开始时的lsn为8716，newest_modification记录下MTR1结束时的lsn
MTR2后续修改了页B和页C，页B，页C最开始不在flush链表中，背修改后加入到链表的头部，也就是说，越靠近头部，修改的时间就越晚，如下：
如果此时在flush链表中的页被修改，只需要更新newest_modification即可。flush链表按照第一次被更新时候的lsn排序，也就是按照oldest_modification进行排序，多次修改位于flush链表中的页只会更新其newest_modification
7.checkpoint
由于redo log日志文件文件是有限的，所有需要循环使用redolog 日志文件组中的文件。redo log存在的目的是系统崩溃后恢复脏页，如果对应的脏页已经刷新到磁盘中，那么即使系统崩溃，重启之后页不需要使用redo log恢复该页面看，对应的redo log日志也没存在的必要了，占用的磁盘空间可以进行重复使用，被其他redo log日志覆盖。那么如何判断哪些redo 日志占用的磁盘空间可以覆盖昵，其对应的脏页已经刷新到磁盘了昵？
innodb使用checkpoint_lsn记录可以被覆盖的redo log日志总量
假如页A已经被刷新到磁盘了，那么页A对应的控制块会从flush链表中移除，MTR1生成的日志可以被覆盖了，就进行一个增加checkpoint_lsn的操作，这个过程称作执行一次checkpoint(刷新脏页到磁盘和执行一次checkpoint是两回事，通常是不同线程上执行的，并不意味着每次刷新脏页的时候都会执行一次checkpoint)
执行一次checkpoint的操作可以分为两个步骤：
-
计算当前系统中可以覆盖的redo日志对应的lsn最大是多少
比如页A已经被刷盘了，此时flush链表的尾部便是页C，其
oldest_modification=8916那么说明redo log日志对应lsn值小于8916的均可被覆盖，checkpoint_lsn的值会被设置为8916 -
将checkpoint_lsn和对应的日志文件组偏移量和这次checkpoint的编号写入到日志文件的管理信息中（checkpoint1，checkpoint2）
innodb使用
checkpoint_no记录当前系统执行了多少次checkpoint，根据lsn值计算除redo log日志的偏移量（lsn初始值为8704，redo日志文件组偏移量为2048）计算得到checkpoint_offset,将checkpoint_no,checkpoint_lsn,checkpoint_offeset写回到redo log日志文件组管理信息中，关于checkpoint的信息，当checkpoint_no为偶数的时候会写回到checkpoint1，反之写入到checkpoint2中。
8.控制事务提交时刷新redo log日志的选项——innodb_flush_log_at_trx_commit
如果每次事务提交时都要求将redolog刷新到磁盘，那么带来的IO代价必然影响到引擎执行效率，innodb具备innodb_flush_log_at_trx_commit配置项，来进行控制。其选项值的不同代表着不同的策略：
- 0：表示事务提交不立即向磁盘同步redo log，而是交由后台线程处理。这样的好处时加快处理请求的速度，但是如果服务崩溃，后台线程也没来得及刷新redo log，这时候会丢失事务对页面的处理
- 1：表示每次事务提交都需要将redo log同步到磁盘，可以保证事务的持久性，这也是
innodb_flush_log_at_trx_commit的默认值 - 2：表示事务提交时，将redo log写到操作系统的缓冲区中，但是并不需要真正持久化到磁盘，这样事务的持久性在操作系统没有崩溃的时候还是可以保证，但是如果操作系统也崩溃那么还是无法保证持久性
六丶redo log用于崩溃恢复
1.确定恢复的起点
如果redo log对应的lsn小于checkpoint的话，意味这部分日志对应的脏页已经刷新到了磁盘中，是不需要进行恢复的。但是大于checkpoint的redo log，也许时需要恢复的，也许不需要，因为刷新脏页到磁盘是异步进行的，可能刷新脏页到磁盘但是没来得及修改checkpoint。这时候需要从对应lsn的值为checkpoint_lsn的redo log开始恢复
redo log日志文件组有checkpoint1和checkpoint2记录checkpoint_lsn的值，我们需要选取最近发生的checkpoint信息，也就是将二者中的checkpoint_no拿出来比较比较，谁大说明谁存储了最近一次checkpoint信息，从而拿到最近发生checkpoint的checkpoint_lsn以及其对应的在redo 日志文件组中偏移量checkpoint_offset
2.确定恢复的终点
写入redo log到redo日志文件中redo log block中时，是顺序写入的，先写满一个block再写下一个block，每一个block的log block header部分有一个log_block_hdr_data_len来记录当前lock block使用了多少字节（从12开始，因为lock block header占用了12字节），随着越来越多的日志写入block最后最大为512字节`,所有如果此值小于512那么说明，当前这个block就是崩溃恢复需要扫描的最后一个block。
在mysql进行崩溃恢复的时候，只需要从checkpoint_lsn在日志文件组中对应的偏移量开始，扫描到第一个log_block_hdr_data_len值不为512的block为止
3.如何进行崩溃恢复
现在确定了需要恢复的redo log，那么如何进行恢复昵，每一个redo log格式如下
3.1化随机io为顺序io
其space id记录了表空间号，page number记录了页号，也许这一堆redo log整体上表空间号，页号是不具备顺序的，如果直接遍历每一个redo log然后对表空间中的页进行恢复，是会带来很多随机io的，所以innodb使用hash表进行优化，将相同表空间号和页号作为key，这样相同表空间和页的日志就会在同一个hash桶中形成链表中，然后遍历每一个hash表的操作，一次性将一个页进行恢复，化随机io为顺序io
3.2跳过不需要刷新页
首先小于最近一次checkpoint_lsn的redo log肯定是不需要进行恢复，但是大于的也不一定需要恢复，因为可能在做崩溃前的checkpoint的时候，后台线程也许将LRU链表和flush链表中的一些脏页刷新到磁盘了，那么恢复的时候这些脏页也不需要进行恢复。那么怎么判断这些不需要恢复的脏页昵？——每一个页面具备file header，其中有一个属性为file_page_lsn的属性，记录了最近一次修改页面时对应的lsn值（即脏页在buffer pool控制块中的newest_modification）如果执行某次checkpoint发现页中的lsn大于最近一次checkpoint的checkpoint_lsn的时候，那么说明此页不需要进行更新。
