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1 概述
innodb事務日誌包括redo log和undo log。redo log是重做日誌，提供前滾操作，undo log是回滾日誌，提供回滾操作。
- redo log通常是物理日誌，記錄的是數據頁的物理修改，主要用來恢復提交後的物理數據頁(恢復數據頁，且只能恢復到最後一次提交的位置)。
- undo一般是邏輯日誌，用來回滾行記錄到某個版本。
兩者的作用：
- Redo Log 保證事務的持久性
- Undo Log 保證事務的原子性（在 InnoDB 引擎中，還用 Undo Log 來實現 MVCC）
2 redo日誌
2.1 redo log和二進制日誌的區別
redo日誌不是二進制日誌，雖然功能和二進制日誌類似，比如二進制日誌也能實現重做功能，主要區別如下：
（1）二進制日誌在存儲引擎的上層產生，且對數據庫的任何修改都可產生二進制日誌，而redo日誌在innodb層產生，只記錄該存儲引擎的修改，並且二進制入職優先於redo日誌。
（2）二進制日誌是記錄操作的邏輯語句，如某一行記錄的每一列的數值，而redo日誌是物理格式上的日誌，記錄的是數據庫中每個頁的修改。
（3）二進制日誌是提交的時候一次性寫入，而redo日誌是數據準備修改前寫入緩存中的redo log，然後纔對緩存中數據進行修改。
（4）二進制日誌是一次提交記錄一次，而redo日誌可能同一事務有多次記錄。
2.2 redo日誌的基本概念
redo log包括兩部分：一是內存中的日誌緩衝(redo log buffer)，該部分日誌是易失性的；二是磁盤上的重做日誌文件(redo log file)，該部分日誌是持久的。
在概念上，innodb通過force log at commit機制實現事務的持久性，即在事務提交的時候，必須先將該事務的所有事務日誌寫入到磁盤上的redo log file和undo log file中進行持久化。
爲了確保每次日誌都能寫入到事務日誌文件中，在每次將log buffer中的日誌寫入日誌文件的過程中都會調用一次操作系統的fsync操作(即fsync()系統調用)，將OS buffer中的日誌刷到磁盤上的log file中。
MySQL支持用戶自定義在commit時如何將log buffer中的日誌刷log file中。這種控制通過變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值來決定。該變量有3種值：0、1、2，默認爲1。但注意，這個變量只是控制commit動作是否刷新log buffer到磁盤。
- 當設置爲1的時候，事務每次提交都會將log buffer中的日誌寫入os buffer並調用fsync()刷到log file on disk中。這種方式即使系統崩潰也不會丟失任何數據，但是因爲每次提交都寫入磁盤，IO的性能較差。
- 當設置爲0的時候，事務提交時不會將log buffer中日誌寫入到os buffer，而是每秒寫入os buffer並調用fsync()寫入到log file on disk中。也就是說設置爲0時是(大約)每秒刷新寫入到磁盤中的，當系統崩潰，會丟失1秒鐘的數據。
- 當設置爲2的時候，每次提交都僅寫入到os buffer，然後是每秒調用fsync()將os buffer中的日誌寫入到log file on disk。
注意，有一個變量 innodb_flush_log_at_timeout 的值爲1秒，該變量表示的是刷日誌的頻率。
在主從複製結構中，要保證事務的持久性和一致性，需要對日誌相關變量設置爲如下：
- 如果啓用了二進制日誌，則設置sync_binlog=1，即每提交一次事務同步寫到磁盤中。
- 總是設置innodb_flush_log_at_trx_commit=1，即每提交一次事務都寫到磁盤中。
上述兩項變量的設置保證了：每次提交事務都寫入二進制日誌和事務日誌，並在提交時將它們刷新到磁盤中。
測試可知，innodb_flush_log_at_trx_commit 爲0或2時，性能差距很小，但2要比0更加安全。它們都是每秒從os buffer刷到磁盤，它們之間的時間差體現在log buffer刷到os buffer上。因爲將log buffer中的日誌刷新到os buffer只是內存數據的轉移，並沒有太大的開銷，所以每次提交和每秒刷入差距並不大。但如果數據量十分巨大，比如每秒數萬條數據，這可能導致大量數據的丟失。更好的插入數據的做法是將值設置爲1，然後修改存儲過程，將每次循環都提交修改爲只提交一次，這樣既能保證數據的一致性，也能提升性能。
2.3 日誌塊(log block)
innodb存儲引擎中，redo log以塊爲單位進行存儲的，每個塊佔512字節，這稱爲redo log block。所以不管是log buffer中還是os buffer中以及redo log file on disk中，都是這樣以512字節的塊存儲的。
每個redo log block由3部分組成：日誌塊頭、日誌塊尾和日誌主體。其中日誌塊頭佔用12字節，日誌塊尾佔用8字節，所以每個redo log block的日誌主體部分只有512-12-8=492字節。
因爲redo log記錄的是數據頁的變化，當一個數據頁產生的變化需要使用超過492字節()的redo log來記錄，那麼就會使用多個redo log block來記錄該數據頁的變化。
日誌塊頭包含4部分：
- log_block_hdr_no：(4字節)該日誌塊在redo log buffer中的位置ID。
- log_block_hdr_data_len：(2字節)該log block中已記錄的log大小。寫滿該log block時爲0x200，表示512字節。
- log_block_first_rec_group：(2字節)該log block中第一個log的開始偏移位置。
- lock_block_checkpoint_no：(4字節)寫入檢查點信息的位置。
關於log block塊頭的第三部分 log_block_first_rec_group ，因爲有時候一個數據頁產生的日誌量超出了一個日誌塊，這是需要用多個日誌塊來記錄該頁的相關日誌。例如，某一數據頁產生了552字節的日誌量，那麼需要佔用兩個日誌塊，第一個日誌塊佔用492字節，第二個日誌塊需要佔用60個字節，那麼對於第二個日誌塊來說，它的第一個log的開始位置就是73字節(60+12)。如果該部分的值和 log_block_hdr_data_len 相等，則說明該log block中沒有新開始的日誌塊，即表示該日誌塊用來延續前一個日誌塊。
2.4 redo log的格式
redo log也是基於頁的格式來記錄的。默認情況下，innodb的頁大小是16KB(由 innodb_page_size 變量控制)，一個頁內可以存放 非常多的log block(每個512字節)，而log block中記錄的又是數據頁的變化。
其中log block中492字節的部分是log body，該log body的格式分爲4部分：
- redo_log_type：佔用1個字節，表示redo log的日誌類型。
- space：表示表空間的ID，採用壓縮的方式後，佔用的空間可能小於4字節。
- page_no：表示頁的偏移量，同樣是壓縮過的。
- redo_log_body表示每個重做日誌的數據部分，恢復時會調用相應的函數進行解析。例如insert語句和delete語句寫入redo log的內容是不一樣的。
如下圖，分別是insert和delete大致的記錄方式。
2.5 日誌刷盤的規則
log buffer中未刷到磁盤的日誌稱爲髒日誌(dirty log)。
在上面的說過，默認情況下事務每次提交的時候都會刷事務日誌到磁盤中，這是因爲變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值爲1。但是innodb不僅僅只會在有commit動作後纔會刷日誌到磁盤，這只是innodb存儲引擎刷日誌的規則之一。
刷日誌到磁盤有以下幾種規則：
- 發出commit動作時。已經說明過，commit發出後是否刷日誌由變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。
- 每秒刷一次。這個刷日誌的頻率由變量 innodb_flush_log_at_timeout 值決定，默認是1秒。要注意，這個刷日誌頻率和commit動作無關。
- 當log buffer中已經使用的內存超過一半時。
- 當有checkpoint時，checkpoint在一定程度上代表了刷到磁盤時日誌所處的LSN位置。
2.6 數據頁刷盤的規則及checkpoint
內存中(buffer pool)未刷到磁盤的數據稱爲髒數據(dirty data)。由於數據和日誌都以頁的形式存在，所以髒頁表示髒數據和髒日誌。
在innodb中，數據刷盤的規則只有一個：checkpoint。但是觸發checkpoint的情況卻有幾種。在checkpoint觸發後，會將buffer中髒數據頁和髒日誌頁都刷到磁盤。
innodb存儲引擎中checkpoint分爲兩種：
- sharp checkpoint：在重用redo log文件(例如切換日誌文件)的時候，將所有已記錄到redo log中對應的髒數據刷到磁盤。
- fuzzy checkpoint：一次只刷一小部分的日誌到磁盤，而非將所有髒日誌刷盤。有以下幾種情況會觸發該檢查點：
- master thread checkpoint：由master線程控制，每秒或每10秒刷入一定比例的髒頁到磁盤。
- flush_lru_list checkpoint：從MySQL5.6開始可通過 innodb_page_cleaners 變量指定專門負責髒頁刷盤的page cleaner線程的個數，該線程的目的是爲了保證lru列表有可用的空閒頁。
- async/sync flush checkpoint：同步刷盤還是異步刷盤。例如還有非常多的髒頁沒刷到磁盤(非常多是多少，有比例控制)，這時候會選擇同步刷到磁盤，但這很少出現；如果髒頁不是很多，可以選擇異步刷到磁盤，如果髒頁很少，可以暫時不刷髒頁到磁盤
- dirty page too much checkpoint：髒頁太多時強制觸發檢查點，目的是爲了保證緩存有足夠的空閒空間。too much的比例由變量 innodb_max_dirty_pages_pct 控制，MySQL 5.6默認的值爲75，即當髒頁佔緩衝池的百分之75後，就強制刷一部分髒頁到磁盤。
由於刷髒頁需要一定的時間來完成，所以記錄檢查點的位置是在每次刷盤結束之後纔在redo log中標記的。
MySQL停止時是否將髒數據和髒日誌刷入磁盤，由變量innodb_fast_shutdown={ 0|1|2 }控制，默認值爲1，即停止時只做一部分purge，忽略大多數flush操作(但至少會刷日誌)，在下次啓動的時候再flush剩餘的內容，實現fast shutdown。
2.7 innodb的恢復行爲
在啓動innodb的時候，不管上次是正常關閉還是異常關閉，總是會進行恢復操作。
因爲redo log記錄的是數據頁的物理變化，因此恢復的時候速度比邏輯日誌(如二進制日誌)要快很多。而且，innodb自身也做了一定程度的優化，讓恢復速度變得更快。
重啓innodb時，checkpoint表示已經完整刷到磁盤上data page上的LSN，因此恢復時僅需要恢復從checkpoint開始的日誌部分。例如，當數據庫在上一次checkpoint的LSN爲10000時宕機，且事務是已經提交過的狀態。啓動數據庫時會檢查磁盤中數據頁的LSN，如果數據頁的LSN小於日誌中的LSN，則會從檢查點開始恢復。
還有一種情況，在宕機前正處於checkpoint的刷盤過程，且數據頁的刷盤進度超過了日誌頁的刷盤進度。這時候一宕機，數據頁中記錄的LSN就會大於日誌頁中的LSN，在重啓的恢復過程中會檢查到這一情況，這時超出日誌進度的部分將不會重做，因爲這本身就表示已經做過的事情，無需再重做。
2.8 redo log相關變量
- innodb_flush_log_at_trx_commit={0|1|2} # 指定何時將事務日誌刷到磁盤，默認爲1。
- 0表示每秒將"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日誌文件中。
- 1表示每事務提交都將"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日誌文件中。
- 2表示每事務提交都將"log buffer"同步到"os buffer"但每秒才從"os buffer"刷到磁盤日誌文件中。
- innodb_log_buffer_size：# log buffer的大小，默認8M
- innodb_log_file_size：#事務日誌的大小，默認5M
- innodb_log_files_group =2：# 事務日誌組中的事務日誌文件個數，默認2個
- innodb_log_group_home_dir =./：# 事務日誌組路徑，當前目錄表示數據目錄
- innodb_mirrored_log_groups =1：# 指定事務日誌組的鏡像組個數，但鏡像功能好像是強制關閉的，所以只有一個log group。在MySQL5.7中該變量已經移除。
2 undo日誌
2.1 基本概念
undo log有兩個作用：提供回滾和多個行版本控制(MVCC)。
在數據修改的時候，不僅記錄了redo，還記錄了相對應的undo，如果因爲某些原因導致事務失敗或回滾了，可以藉助該undo進行回滾。
undo log和redo log記錄物理日誌不一樣，它是邏輯日誌。可以認爲當delete一條記錄時，undo log中會記錄一條對應的insert記錄，反之亦然，當update一條記錄時，它記錄一條對應相反的update記錄。
當執行rollback時，就可以從undo log中的邏輯記錄讀取到相應的內容並進行回滾。有時候應用到行版本控制的時候，也是通過undo log來實現的：當讀取的某一行被其他事務鎖定時，它可以從undo log中分析出該行記錄以前的數據是什麼，從而提供該行版本信息，讓用戶實現非鎖定一致性讀取。
undo log是採用段(segment)的方式來記錄的，每個undo操作在記錄的時候佔用一個undo log segment。
另外，undo log也會產生redo log，因爲undo log也要實現持久性保護。
2.2 undo日誌的存儲方式
innodb存儲引擎對undo的管理採用段的方式。rollback segment稱爲回滾段，每個回滾段中有1024個undo log segment。
在以前老版本，只支持1個rollback segment，這樣就只能記錄1024個undo log segment。後來MySQL5.5可以支持128個rollback segment，即支持128*1024個undo操作，還可以通過變量 innodb_undo_logs自定義多少個rollback segment，默認值爲128。
2.3 undo日誌相關變量
主要有如下變量：
mysql> show variables like "%undo%";
+-------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+-------------------------+-------+
| innodb_undo_directory | . |
| innodb_undo_logs | 128 |
| innodb_undo_tablespaces | 0 |
+-------------------------+-------+
2.4 delete/update操作的內部機制
當事務提交的時候，innodb不會立即刪除undo log，因爲後續還可能會用到undo log，如隔離級別爲repeatable read時，事務讀取的都是開啓事務時的最新提交行版本，只要該事務不結束，該行版本就不能刪除，即undo log不能刪除。
但是在事務提交的時候，會將該事務對應的undo log放入到刪除列表中，未來通過purge來刪除。並且提交事務時，還會判斷undo log分配的頁是否可以重用，如果可以重用，則會分配給後面來的事務，避免爲每個獨立的事務分配獨立的undo log頁而浪費存儲空間和性能。
通過undo log記錄delete和update操作的結果發現：(insert操作無需分析，就是插入行而已)
- delete操作實際上不會直接刪除，而是將delete對象打上delete flag，標記爲刪除，最終的刪除操作是purge線程完成的。
- update分爲兩種情況：update的列是否是主鍵列。
- 如果不是主鍵列，在undo log中直接反向記錄是如何update的。即update是直接進行的。
- 如果是主鍵列，update分兩部執行：先刪除該行，再插入一行目標行。
3 binlog和事務日誌及group commit
如果事務不是隻讀事務，即涉及到了數據的修改，默認情況下會在commit的時候調用fsync()將日誌刷到磁盤，保證事務的持久性。且在事務量非常大的時候。innodb提供了group commit功能，可以將多個事務的事務日誌通過一次fsync()刷到磁盤中。
在MySQL5.6中提交事務時，在存儲引擎層的上一層結構中會將事務按序放入一個隊列，隊列中的第一個事務稱爲leader，其他事務稱爲follower，leader控制着follower的行爲。雖然順序還是一樣先刷二進制，再刷事務日誌，但是機制完全改變了。
MySQL5.6中分爲3個步驟：flush階段、sync階段、commit階段。
- flush階段：向內存中寫入每個事務的二進制日誌。
- sync階段：將內存中的二進制日誌刷盤。若隊列中有多個事務，那麼僅一次fsync操作就完成了二進制日誌的刷盤操作。這在MySQL5.6中稱爲BLGC(binary log group commit)。
- commit階段：leader根據順序調用存儲引擎層事務的提交，由於innodb本就支持group commit，所以解決了因爲鎖 prepare_commit_mutex 而導致的group commit失效問題。
在flush階段寫入二進制日誌到內存中，但是不是寫完就進入sync階段的，而是要等待一定的時間，多積累幾個事務的binlog一起進入sync階段，等待時間由變量 binlog_max_flush_queue_time 決定，默認值爲0表示不等待直接進入sync，設置該變量爲一個大於0的值的好處是group中的事務多了，性能會好一些，但是這樣會導致事務的響應時間變慢，所以建議不要修改該變量的值，除非事務量非常多並且不斷的在寫入和更新。
進入到sync階段，會將binlog從內存中刷入到磁盤，刷入的數量和單獨的二進制日誌刷盤一樣，由變量 sync_binlog 控制。
當有一組事務在進行commit階段時，其他新事務可以進行flush階段，它們本就不會相互阻塞，所以group commit會不斷生效。當然，group commit的性能和隊列中的事務數量有關，如果每次隊列中只有1個事務，那麼group commit和單獨的commit沒什麼區別，當隊列中事務越來越多時，即提交事務越多越快時，group commit的效果越明顯。