网站建设有哪些渠道,wordpress existing_mimes,在深圳如何注册公司,搜索引擎网站分析事务有4种特性#xff1a;原子性、一致性、隔离性和持久性
事务的隔离性由锁机制实现事务的原子性、一致性和持久性由事务的redo日志和undo日志来保证#xff08;1#xff09;REDO LOG称为重做日志#xff0c;用来保证事务的持久性#xff08;2#xff09;UNDO LOG称为回…事务有4种特性原子性、一致性、隔离性和持久性
事务的隔离性由锁机制实现事务的原子性、一致性和持久性由事务的redo日志和undo日志来保证1REDO LOG称为重做日志用来保证事务的持久性2UNDO LOG称为回滚日志用来保证事务的原子性、一致性
有的DBA或许会认为UNDO是REDO的逆过程其实不然。REDO和UNDO都可以视为是一种恢复操作但是
redo log是存储引擎层innodb生成的日志记录的是“物理级别” 上的页修改操作比如页号xx、偏移量yyy写入了zzz数据undo log是存储引擎层innodb生成的日志记录的是“逻辑操作”日志比如对某一行数据进行了INSERT语句操作那么undo log就记录一条与之相反的DELETE操作
一、redo日志
InnoDB存储引擎是以页为单位来管理存储空间的。在真正访问页面之前需要1把在磁盘上的页缓存到内存中的Buffer Pool之后才可以访问。2所有的变更都必须先更新缓冲池中的数据然后3缓冲池中的脏页会以一定的频率被刷入磁盘通过缓冲池来优化CPU和磁盘之间的鸿沟
1为什么需要REDO日志
一方面1缓冲池可以帮助我们消除CPU和磁盘之间的鸿沟。2checkPoint机制可以保证数据的最终落盘然而由于checkPoint并不是每次变更的时候就触发的而是master线程隔一段时间去处理的。所以最坏的情况就是事务提交后刚写完缓冲池数据库宕机了那么这段数据就是丢失的无法恢复另一方面事务的持久性就是说对于一个已经提交的事务在事务提交后即使系统发生了崩溃这个事务对数据库中所做的更改也不能丢失如何保证持久性一个简单的做法在事务提交完成之前把该事务所修改的所有页面都刷新到磁盘但是这个简单粗暴的做法有问题 修改量与刷新磁盘工作量严重不成比例有时候我们仅仅修改了某个页面中的一个字节但是我们知道在InnoDB中是以页为单位来进行磁盘I/O的也就是说我们在该事务提交时不得不将一个完整的页面从内存中刷新到磁盘我们又知道一个页面默认是16KB大小只修改一个字节就要刷新16KB的数据到磁盘上显然是太小题大做了随机IO刷新较慢一个事务可能包含很多语句即使是一条语句也可能修改许多页面假如该事务修改的这些页面可能并不相邻这就意味着在将某个事务修改的Buffer Pool中的页面刷新到磁盘时需要进行很多的随机I/O随机IO比顺序IO要慢尤其对于传统的机械硬盘来说 另一个解决的思路没有必要在每次事务提交时就把该事务在内存中修改过的全部页面刷新到磁盘只需要把修改了哪些东西记录一下就好。比如某个事务将系统表空间中第10号页面中偏移量为100处的那个字节的值1改成2。我们只需要记录一下将第0号表空间的10号页面的偏移量为100处的值更新为 2 InnoDB引擎的事务采用了WAL技术Write-Ahead Logging这种技术的思想就是先写日志再写磁盘只有日志写入成功才算事务提交成功这里的日志就是redo log
2REDO日志的好处、特点
好处 降低了刷盘频率占用的空间非常小存储表空间ID、页号、偏移量以及需要更新的值所需的存储空间是很小的 特点 redo日志是顺序写入磁盘的顺序lO效率比随机IO快事务执行过程中redo log不断记录redo log跟bin log的区别redo log是存储引擎层产生的而bin log是数据库层产生的。假设一个事务对表做10万行的记录插入在这个过程中一直不断的往redo log顺序记录而bin log不会记录直到这个事务提交才会一次写入到bin log文件中
3redo的组成
Redo log可以简单分为以下两个部分重做日志的缓冲 、 重做日志文件重做日志的缓冲 (redo log buffer)保存在内存中 在服务器启动时就向操作系统申请了一大片称之为redo log buffer的连续内存空间翻译成中文就是redo日志缓冲区。这片内存空间被划分成若干个连续的redo log block。一个redo log block占用512字节大小参数设置innodb_log_buffer_size。redo log buffer 大小默认16M最大值是4096M最小值为1M 重做日志文件 (redo log file)保存在硬盘中REDO日志文件默认在数据库的根路径下其中的ib_logfile0和ib_logfile1即为REDO日志
4redo的整体流程
以一个更新事务为例redo log流转过程如下图所示第1步先将原始数据从磁盘中读入内存中来修改数据的内存拷贝第2步生成一条重做日志并写入redo log buffer记录的是数据被修改后的值第3步当事务commit时将redo log buffer中的内容刷新到redo log file对 redo log file采用追加写的方式第4步定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中体会Write-Ahead Log(预先日志持久化)在持久化一个数据页之前先将内存中相应的日志页持久化
5redo log的刷盘策略
InnoDB引擎会在写redo log的时候先写redo log buffer之后以一定的频率刷入到真正的redo log file中。这里的频率就是我们要说的刷盘策略注意redo log buffer刷盘到redo log file的过程并不是真正的刷到磁盘中去只是刷入到文件系统缓存page cache中去这是现代操作系统为了提高文件写入效率做的一个优化真正的写入会交给系统自己来决定比如page cache足够大了。那么对于InnoDB来说就存在一个问题如果交给系统来同步同样如果系统宕机那么数据也丢失了虽然整个系统宕机的概率还是比较小的针对这种情况InnoDB给出innodb_flush_log_at_trx_commit参数该参数控制commit提交事务时如何将redo log buffer中的日志刷新到redo log file中。它支持三种策略 设置为0每过一秒就把redo log buffer中的redo log数据写到文件系统缓存即page cache通常是操作系统层面的磁盘缓存紧接着会调用fsync系统调用把文件系统缓存里的redo log数据强制刷盘到物理磁盘上每秒进行一次刷盘是由后台线程完成的而事务提交操作本身不会触发输盘设置为1每次都要等到事务commit时才会把redo log buffer中的redo log数据写到文件系统缓存中然后立即强制调用fsync系统调用把文件系统缓存中的redo log数据刷盘到物理磁盘上设置为2每次都要等到事务commit时才会把redo log buffer中的redo log数据写到文件系统缓存中但是不会立即调用fsync系统调用而是由操作系统决定何时把文件系统缓存中的redo log数据刷盘到物理磁盘上 当值为0时InnoDB存储引擎有一个后台线程它每隔1秒就会把redo log buffer中的内容写到文件系统缓存page cache然后调用刷盘操作后台线程会主动刷盘的两种情况 每秒1次的轮询操作当redo log buffer占用的空间即将达到innodb_log_buffer_size这个参数默认是16M的一半的时候
6不同刷盘策略演示
innodb_flush_log_at_trx_commit1。为1时只要事务提交成功redo log记录就一定在硬盘里不会有任何数据丢失innodb_flush_log_at_trx_commit2。为2时只要事务提交成功redo log buffer中的内容只写入文件系统缓存 page cache。如果仅仅只是MySQL挂了不会有任何数据丢失但是操作系统宕机可能会有1秒数据的丢失 innodb_flush_log_at_trx_commit0。为0时master thread即后台线程中每1秒进行一次重做日志的刷盘操作如果数据库发生崩溃此实例crash最多丢失1秒钟内的事务 虽然用户可以通过设置参数innodb_flush_log_at_trx_commit为0或2来提高事务提交的性能但需清楚这种设置方法丧失了事务的ACID特性
7写入redo log buffer过程
补充概念Mini-Transaction MySQL把对底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个Mini-Transaction简称mtr比如向某个索引对应的B树中插入一条记录的过程就是一个Mini-Transaction一个所谓的mtr可以包含一组redo日志在进行崩溃恢复时这一组redo日志作为一个不可分割的整体一个事务可以包含若干条语句每一条语句其实是由若干个mtr组成每一个mtr又可以包含若干条redo日志画个图表示它们的关系就是这样 redo日志写入log buffer 向log buffer中写入redo日志的过程是顺序的也就是先往前边的block中写当该block的空闲空间用完之后再往下一个block中写。InnoDB的设计者特意提供了一个称之为buf_free的全局变量该变量指明后续写入的redo日志应该写入到log buffer中的哪个位置如图所示一个mtr执行过程中可能产生若干条redo日志这些redo日志是一个不可分割的组所以1每个mtr运行过程中产生的日志先暂时存到一个地方2当该mtr结束的时候将过程中产生的一组redo日志再全部复制到log buffer中我们现在假设有两个名为T1、T2的事务每个事务都包含2个mtr我们给这几个mtr命名一下1事务T1的两个mtr分别称为mtr_T1_1和mtr_T1_22事务T2的两个mtr分别称为mtr_T2_1和mtr_T2_2每个mtr都会产生一组redo日志用示意图来描述一下这些mtr产生的日志情况不同的事务可能是并发执行的所以T1、T2之间的mtr可能是交替执行的。我们画个示意图︰有的mtr产生的redo日志量非常大比如mtr_t1_2产生的redo日志占用空间比较大占用了3个block来存储 redo log block的结构图 一个redo log block是由日志头、日志体、日志尾组成。日志头占用12字节日志尾占用8字节所以一个block真正能存储的数据就是512-12-4496字节为什么一个block设计成512字节这个和磁盘的扇区有关机械磁盘默认的扇区就是512字节如果你要写入的数据大于512字节那么要写入的扇区肯定不止一个这时就要涉及到盘片的转动找到下一个扇区。假设现在需要写入两个扇区A和B如果扇区A写入成功而扇区B写入失败那么就会出现非原子性的写入真正的redo日志都是存储到占用496字节大小的log block body中图中的log block header和log block trailer存储的是一些管理信息不是很重要用到再来看log block header的属性分别如下 LOG_BLOCK_HDR_NOlog buffer是由log block组成在内部log buffer就好似一个数组因此LOG_BLOCK_HDR_NO用来标记这个数组中的位置。其是递增并且循环使用的占用4个字节但是由于第—位用来判断是否是flush bit所以最大的值为2GLOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN表示block中已经使用了多少字节初始值为12(因为log block body从第12个字节处开始)。随着往block中写入的redo日志越来也多本属性值也跟着增长。如果logblock body已经被全部写满。那么本属性的值被设置为512LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP一条redo日志也可以称之为一条redo日志记录redo log record)一个mtr会生产多条redo日志记录这些redo日志记录被称之为一个redo日志记录组redo log record group)LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP就代表该block中第一个mtr生成的redo日志记录组的偏移量(其实也就是这个block里第一个mtr生成的第一条redo日志的偏移量)。如果该值的大小和LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN 相同则表示当前log block不包含新的日志LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO占用4字节表示该log block最后被写入时的checkpoint log block trailer中属性的意思如下 LOG_BLOCK_CHECKSUM表示block的校验值用于正确性校验〈其值和LOG_BLOCK_HDR_NO相同)我们暂时不关心它
8redo log file
1.8.1相关参数设置
innodb_log_group_home_dir指定redo log文件组所在的路径默认值为./表示在数据库的数据目录下。MySQL的默认数据目录var/lib/mysql下默认有两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的文件log buffer中的日志默认情况下就是刷新到这两个磁盘文件中。此redo日志文件位置还可以修改innodb_log_files_in_group指明redo log file的个数命名方式如ib_logfile0ib_logfile1... ib_logfilen。默认2个最大100个innodb_flush_log_at_trx_commit控制 redo log刷新到磁盘的策略默认为1innodb_log_file_size单个redo log文件大小默认值为 48M 。最大值为512G注意最大值指的是整个redo log系列文件之和即innodb_log_files_in_group * innodb_log_file_size 不能大于最大值512G根据业务修改其大小以便容纳较大的事务。编辑my.cnf文件并重启数据库生效如下所示 [rootlocalhost ~]# vim /etc/my.cnf
innodb_log_file_size200M
1.8.2日志文件组
从上边的描述中可以看到磁盘上的redo日志文件不只一个而是以一个日志文件组的形式出现的。这些文件以ib_logfile[数字]数字可以是0、1、2...的形式进行命名每个的redo日志文件大小都是一样的。在将redo日志写入日志文件组时是从ib_logfile0开始写如果ib_logfile0写满了就接着ib_logfile1写。同理ib_logfile1写满了就去写ib_logfile2依此类推。如果写到最后一个文件该咋办那就重新转到ib_logfile0继续写所以整个过程如下图所示总共的redo日志文件大小 innodb_log_file_size × innodb_log_files_in_group采用循环使用的方式向redo日志文件组里写数据的话会导致后写入的redo日志覆盖掉前边写的redo日志。所以InnoDB的设计者提出了checkpoint的概念
1.8.3checkpoint
在整个日志文件组中还有两个重要的属性 write pos是当前记录的位置一边写一边后移checkpoint是当前要擦除的位置也是往后推移 每次redo log记录被刷盘到日志文件组中write pos位置就会后移。每次MySQL加载日志文件组恢复数据时会清空加载过的redo log记录并把checkpoint后移。write pos和checkpoint之间的还空着的部分可以用来写入新的redo log记录如果write pos追上checkpoint表示日志文件组满了这时候不能再写入新的 redo log记录。MySQL 得停下来清空一些记录把checkpoint 推进一下
9redo log小结 二、Undo日志
redo log是事务持久性的保证undo log是事务原子性的保证
在事务中更新数据和前置操作其实是要先写入一个undo log
1如何理解Undo日志
事务的原子性也就是事务中的操作要么全部完成要么什么也不做。但有时候事务执行到一半会出现一些情况比如 情况一事务执行过程中可能遇到各种错误比如1服务器本身的错误、2操作系统错误3甚至是突然断电导致的错误情况二程序员可以在事务执行过程中手动输入ROLLBACK语句结束当前事务的执行 以上情况出现我们需要把数据改回原先的样子这个过程称之为回滚每当我们要对一条记录做改动时(INSERT、DELETE、UPDATE都需要把回滚时所需的东西记下来。比如 你插入一条记录时至少要把这条记录的主键值记下来之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录删掉就好了。(对于每个INSERTInnoDB存储引擎会完成一个DELETE你删除一条记录时至少要把这条记录中的内容都记下来这样之后回滚时再把由这些内容组成的记录插入到表中就好了。(对于每个DELETEInnoDB存储引擎会执行一个INSERT你修改一条记录时至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值就好了。(对于每个UPDATEInnoDB存储引擎会执行一个相反的UPDATE MySQL把这些为了回滚而记录的这些内容称之为回滚日志即undo log。注意由于查询操作SELECT并不会修改任何用户记录所以在查询操作执行时并不需要记录相应的undo日志此外undo log会产生redo log也就是undo log的产生会伴随着redo log的产生这是因为undo log也需要持久性的保护
2Undo日志的作用
作用1回滚数据 undo是逻辑日志因此只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子所有修改都被逻辑地取消了。但是数据结构和页本身在回滚之后可能大不相同这是因为在多用户并发系统中可能会有数十、数百甚至数千个并发事务。数据库的主要任务就是协调对数据记录的并发访问。比如一个事务在修改当前一个页中某几条记录同时还有别的事务在对同一个页中另几条记录进行修改。因此不能将一个页回滚到事务开始的样子因为这样会影响其他事务正在进行的工作 作用2MVCC详情看第16章 undo的另一个作用是MVCC。当用户读取一行记录时若该记录已经被其他事务占用当前事务可以通过undo读取之前的行版本信息以此实现非锁定读取
3undo的存储结构
2.4.1回滚段与undo页
InnoDB对undo log的管理采用段的方式也就是回滚段rollback segment。每个回滚段记录了1024个undo log segment而在每个undo log segment段中进行undo页的申请 在InnoDB1.1版本之前不包括1.1版本只有一个rollback segment因此支持同时在线的事务限制为1024从1.1版本开始InnoDB支持最大128个rollback segment故其支持同时在线的事务限制提高到了128*1024 虽然InnoDB1.1版本支持了128个rollback segment但是这些rollback segment都存储于共享表空间ibdata中。从InnoDB1.2版本开始可通过参数对rollback segment做进一步的设置。这些参数包括undo log相关参数一般很少改动 innodb_undo_directory设置rollback segment文件所在的路径。这意味着rollback segment可以存放在共享表空间以外的位置即可以设置为独立表空间。该参数的默认值为./innodb_undo_logs设置rollback segment的个数默认值为128。在InnoDB1.2版本中该参数用来替换之前版本的参数innodb_rollback_segmentsinnodb_undo_tablespaces设置构成rollback segment文件的数量这样rollback segment可以较为平均地分布在多个文件中。设置该参数后会在路径innodb_undo_directory看到undo为前缀的文件该文件就代表构成rollback segment文件 undo页的重用 1当我们开启一个事务需要写undo log的时候就得先去undo log segment中去找到一个空闲的位置2当有空位的时候就去申请undo页在这个申请到的undo页中进行undo log的写入我们知道mysql默认一页的大小是16k。为每一个事务分配一个页是非常浪费的除非你的事务非常长)。假设你的应用的TPS(每秒处理的事务数目为1000那么1s就需要1000个页大概需要16M的存储1分钟大概需要1G的存储。如果照这样下去除非MySQL清理的非常勤快否则随着时间的推移磁盘空间会增长的非常快而且很多空间都是浪费的于是undo页就被设计的可以重用了1当事务提交时并不会立刻删除undo页。2因为重用所以这个undo页可能混杂着其他事务的undo log3undo log在commit后会被放到一个链表中4然后判断undo页的使用空间是否小于3/4如果小于3/4的话则表示当前的undo页可以被重用那么它就不会被回收其他事务的undo log可以记录在当前undo页的后面。5由于undo log是离散的所以清理对应的磁盘空间时效率不高
2.4.2回滚段与事务
每个事务只会使用一个回滚段rollback segment一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务一个rollback segment由128个undo log segment组成当事务提交时InnoDB存储引擎会做以下两件事情 将undo log放入列表中以供之后的purge操作判断undo log所在的页是否可以重用若可以分配给下个事务使用
2.4.3回滚段中的数据分类
未提交的回滚数据uncommitted undo information该数据所关联的事务并未提交所以该数据不能被其他事务的数据覆盖已经提交但未过期的回滚数据committed undo information该数据关联的事务已经提交但是仍受到undo retention参数的保持时间的影响事务已经提交并过期的数据expired undo information事务已经提交而且数据保存时间已经超过undo retention参数指定的时间。当回滚段满了之后会优先覆盖事务已经提交并过期的数据
事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。这是因为可能还有其他事务需要通过undo log来得到行记录之前的版本MVCC。故事务提交时将undo log放入一个链表中是否可以最终删除undo log及undo log所在页由purge线程来判断
4undo log的类型
在InnoDB存储引擎中undo log分为 insert undo loginsert undo log是指在insert操作中产生的undo log。因为insert操作的记录只对事务本身可见对其他事务不可见这是事务隔离性的要求防止幻读故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作update undo logupdate undo log记录的是对delete和update操作产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表等待purge线程进行最后的删除
5undo log的生命周期
2.5.1简要生成过程 以下是undoredo事务的简化过程。假设有2个数值分别为A1和B2然后将A修改为3B修改为4 1.start transaction;2.记录A1到undo log;3.update A 3;4.记录A3 到redo log;5.记录B2到undo log;6.update B 4;7.记录B 4到redo log;8.将redo log刷新到磁盘9.commit 1在1-8步骤的任意一步系统宕机事务未提交该事务就不会对磁盘上的数据做任何影 响 2如果在8-9之间宕机恢复之后可以选择回滚也可以选择继续完成事务提交因为此 时redo log已经持久化 3若在9之后系统宕机内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘那么系统恢复之后 可以根据redo log把数据刷回磁盘 只有Buffer Pool的流程 有了Redo Log和Undo Log之后在更新Buffer Pool中的数据之前我们需要先将该数据事务开始之前的状态写入Undo Log中。假设更新到一半出错了我们就可以通过Undo Log来回滚到事务开始前
2.5.2详细生成过程
对于InnoDB引擎来说每个行记录除了记录本身的数据之外还有几个隐藏的列 DB_ROW_ID1如果没有为表显式的定义主键2并且表中也没有定义唯一索引3那么InnoDB会自动为表添加一个row_id的隐藏列作为主键DB_TRX_ID每个事务都会分配一个事务ID当对某条记录发生变更时就会将这个事务的事务ID写入trx_id中DB_ROLL_PTR回滚指针本质上就是指向undo log的指针 当我们执行INSERT时 begin;
INSERT INTO user (name) VALUES (tom); 插入的数据都会生成一条insert undo log并且数据的回滚指针会指向它。undo log会记录undo log的序号、插入主键的列和值...那么在进行rollback的时候通过主键直接把对应的数据删除即可 当我们执行UPDATE时对于更新的操作会产生update undo log并且会分更新主键的和不更新主键的假设现在执行 这时会把老的记录写入新的undo log让回滚指针指向新的undo log它的undo no是1并且新的undo log会指向老的undo log (undo no0) UPDATE user SET namesun WHERE id1; 假设现在执行 UPDATE user SET id2 WHERE id1; 1对于更新主键的操作会先把原来的数据deletemark标识打开2这时并没有真正的删除数据真正的删除会交给清理线程去判断3然后在后面插入一条新的数据新的数据也会产生undo log并且undo log的序号会递增。4可以发现每次对数据的变更都会产生一个undo log当一条记录被变更多次时那么就会产生多条undo log5undo log记录的是变更前的日志并且每个undo log的序号是递增的那么当要回滚的时候按照序号依次向前推就可以找到我们的原始数据了
2.5.3undo log是如何回滚的
以上面的例子来说假设执行rollback那么对应的流程应该是这样 通过undo no3的日志把id2的数据删除 通过undo no2的日志把id1的数据的deletemark还原成0 通过undo no1的日志把id1的数据的name还原成Tom 通过undo no0的日志把id1的数据删除
2.5.4undo log的删除
针对于insert undo log因为insert操作的记录只对事务本身可见对其他事务不可见。故该undo log可以在事务提交后直接删除不需要进行purge操作针对于update undo log该undo log可能需要提供MVCC机制因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表等待purge线程进行最后的删除补充 purge线程两个主要作用是清理undo页和清除page里面带有Delete_Bit标识的数据行在InnoDB中事务中的Delete操作实际上并不是真正的删除掉数据行而是一种Delete Mark操作真正的删除工作需要后台purge线程去完成
6小结
undo log是逻辑日志对事务回滚时只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子
redo log是物理日志记录的是数据页的物理变化undo log不是redo log的逆过程
三、总结
1三种不同刷盘策略的效率和安全性分析
3.1.1效率
效率021值为0时效率最高1因为它是每过一秒就将redo log buffer中的redo log数据写到文件系统缓存中然后立即调用fsync系统调用将文件系统缓存中的redo log数据强制刷盘到物理磁盘上这一系列操作是由后台线程完成的2等事务commit时不会再触发刷盘因此无需等待redo log刷盘到磁盘这个耗时的I/O操作3数据库可以快速完成事务提交的逻辑将控制权返回给应用程序应用程序能迅速发起下一个事务请求4虽然每秒会有一次刷盘操作但这是在后台线程中异步进行的不会阻塞正常的事务提交流程。即使刷盘操作比较耗时也不会对事务提交的效率产生直接影响当值为2时事务提交后会涉及将redo log buffer中的redo log写到文件系统缓存中的操作有一定的耗时当值为1时事务提交后会涉及将redo log buffer中的redo log写到文件系统缓存中的操作还会涉及将文件系统缓存中的redo log写到物理磁盘上的操作因此耗时更多也就是说效率看的是从事务提交到开启下一个事务中间的时间
3.1.2安全性
安全性120值为1时最安全事务提交时会立刻将redo log buffer中的redo log数据写到文件系统缓存中然后立刻将文件系统缓存中的redo log数据写到物理磁盘上。因为已经固化到了磁盘上所以我们不用担心数据库层面的崩溃也不用担心操作系统层面的崩溃当值为2时事务提交时会立即将redo log buffer中的redo log数据写到文件系统缓存上因此数据库崩溃也可以通过文件系统缓存中的redo log数据恢复但是无法预防操作系统层面崩溃当值为0时安全系数最低。每秒进行一次redo log的刷盘操作redo log buffer→文件系统缓存→物理磁盘但是如果数据库在两次刷盘操作的一秒间隔内发生崩溃这一秒产生的redo log数据就可能丢失。导致部分已提交的数据无法恢复
2undo log流程
当我们开启一个事务需要用到undo log时INSERT、DELETE、UPDATE就会去rollback segment中查看是否还有空闲的undo log segemnt。找到一个空闲的undo log segment后就去申请一个undo页当事务提交后InnoDB存储引擎首先会把页中的undo log标记为已提交但未超时不会立即删除然后将undo页中的undo log加到链表中方便purge线程进行遍历和处理INSERT操作对应的undo log不用加到链表因为它只对事务本身可见当满足一定条件时数据库系统会触发对undo log的清理操作。常见的触发条件包括1undo空间不足的时候会优先清理“已经提交且已经超时”的undo log3如果经过分析确定某个 undo log 不再被任何活动事务引用即使没有达到时间阈值或者 undo 空间还有剩余也可能会触发清理操作在清理的时候purge1会把undo log从链表上清理掉2还会从undo页里删除相应的undo log记录3清理完成后purge 线程会对 undo 页进行标记表明该页中的部分或全部空间已变为可用状态undo页重用过程 空间合并数据库会尝试将相邻的可用空间进行合并形成更大的连续可用空间块这样可以更有效地满足后续事务对undo页空间的需求分配策略当新的事务需要使用undo页时数据库会优先从这些标记为可用的undo页中分配空间。可以根据一定的算法如按页号顺序、按可用空间大小等选择合适的 undo 页分配给新事务初始化在分配给新事务之前可能需要对 undo 页进行一些初始化操作清除残留的数据或重置相关的元数据以确保新事务可以正常使用该页来记录新的undo log
