提問式複習：圖文回顧 redo log 相關知識

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1、如何提升 redo日誌 的寫性能？

• 爲了保證 redo日誌 不丟失，會在磁盤中開闢一塊空間將日誌保存起來。但是這樣會有一個問題，磁盤的讀寫性能非常的差。
• 所以 redo日誌 和數據頁一樣，系統都是會分配一塊連續的內存，來提升讀寫性能；數據頁對應的是 buffer pool，而 redo日誌 對應的是 log buffer。

buffer pool可以利用「innodb_buffer_pool_size」指定總大小，利用「innodb_buffer_pool_instances」指定實例數，但是必須size大於等於1G才生效。

log buffer 可利用「innodb_log_buffer_size」指定 log buffer 的大小；一片連續的內存空間會被劃分爲N個512字節大小的block。

log file 可以利用「innodb_log_file_size」指定每個 log file 的大小，利用「innodb_log_files_in_group」指定一共多少個log file。

2、redo日誌 何時寫入log buffer？

• 對底層頁面（可能是多個頁面）進行一次原子性訪問，等於一個MTR，即 Mini Transaction。一個 MTR對應一組 redo日誌 。一個事務對應多個語句，一個語句對應多個個MTR，一個MTR對應一組redo日誌，即多個 redo日誌 。
• 在MTR結束後，會將一組 redo日誌 寫入到log buffer中。

詳情可看下圖：

3、log buffer 中的 redo日誌 何時刷盤？

• 當 log buffer 已經被寫入約一半左右，下次再寫入 redo日誌 時，需將 log buffer 的 redo日誌 刷到磁盤文件中。
• 當事務結束時，需先將 log buffer 中，被修改的緩存頁對應的 redo日誌 刷回磁盤中。
• 後臺線程刷，大概每隔一秒刷一次 log buffer 中的 redo日誌 到磁盤中。
• 執行checkpoint。
• 正常關閉服務器。

4、我們都知道每次寫入 redo日誌 ，都是以組爲單位，那麼我們怎麼知道哪些是一組？

• 在該組中的最後一條 redo日誌 後邊加上一條特殊類型的 redo日誌 ，該類型名稱爲「MLOG_MULTI_REC_END」，type字段對應的十進制數字爲31，該類型的 redo日誌 結構很簡單，只有一個type字段。

5、如何知道下一次redo日誌改寫到log buffer的哪個位置？

• buf_free全局變量，指向log buffer中下個寫入的位置。

6、如何知道下次從log buffer的哪個位置開始刷入磁盤？

• buf_next_to_write全局變量，指向log buffer中下個刷回磁盤的位置。

7、如何定位 log buffer 中的 redo日誌 對應哪些被修改的數據頁；在被修改的數據頁中，如何定位到對應的是哪些 redo日誌 ？

• 修改的緩存頁找到對應的 redo日誌
  • lsn
    • 首先，出場一個變量，叫lsn，全稱：log sequence number，日誌序列號。它記錄的是，redo日誌 的總字節數，初始值爲8704。當系統啓動，初始化log buffer 時，lsn 值爲 8704+12（一個log block header）=8716
    • 接着，log buffer 是由多個block組成的(可以理解爲buffer pull的緩存頁)，block由三部分組成，log block header（12個字節）、log block body、log block trailer（4個字節）。
    • 當第一個 redo日誌 組，如「mt_1」準備被寫入，並且一個block能容納，此時lsn爲 8704+12（一個log block header）=8716，假設「mt_1」一共100字節，那麼「mt_1」寫入後，lsn爲8716+100=8816
    • 當第二個 redo日誌 組，如「mt_2」準備被寫入，並且需要跨block才能容納，如跨一個（即包含一個log block header和一個log block trailer），開始寫入前lsn：8816，假設「mt_2」一共1000個字節，那麼「mt_2」寫入後，lsn爲8816+12（一個log header）+4（一個log tail）+1000=9832
  • flush和lsn
    • 當 MTR 結束時，會將被修改過的數據頁對應的數據塊放入 flush鏈表 的表頭中，並且給兩個參數賦值，分別是 old_modification 和 new_modification：old_m 賦值是 MTR 開始前的 lsn 值，而 new_m 賦值是 MTR 結束時的 lsn 值。
    • 如果一個 MTR 修改的數據頁對應的控制塊本來就在 flush鏈表 中，則不調整數據頁對應的數據塊的位置，只是修改 new_modification 的值，old_modification還 是保持第一次進入 flush鏈表 時 lsn 的值。
    • 就是說，在 flush鏈表 中，數據塊是根據第一次修改的時間進行倒序排列的。
  • 通過上面，那麼我們可以根據flush鏈表中，數據塊的 old_modification 和 new_modification 找到對應的一組 redo日誌 ，因爲通過 lsn 可以定位到對應 redo日誌 在磁盤文件中的偏移量（這個下面會講解到）。
• redo日誌 找到對應的緩存頁面
  • redo日誌 的通用結構是：type-spaceId ID-page Number-data，即我們可以根據 redo日誌 的 space ID 和 page Number 即可找到對應的緩存頁。
  • 順帶一提：在 InnoDB 中，有一個哈希表，key爲表空間號+頁號，value爲緩存頁地址。這樣我們可以通過 space ID 和 page Number 快速定位到對應的緩存頁。

8、我們知道可以利用 lsn 知道有多少字節數的 redo日誌 寫入到 log buffer 中，那麼我們能有變量對應的知道有多少字節數的 redo日誌 被刷入磁盤中嗎？

• flushed_to_disk_lsn 全局變量，表示刷到磁盤的日誌量。

9、lsn 和 log file 的偏移量怎麼對得上麼？

• lsn 初始值是 8704，隨着 redo日誌 的不斷寫入，lsn 不斷增大。而 innodb 中，是利用 block 這個結構來存儲 redo日誌 （不管是 log buffer 還是 log file），而 block 包含三部分，上面已經提到。當 redo日誌 不斷寫入，不斷佔用 block 的空間，那麼 lsn 會增加對應的字節數，當然了，除了body、也算 header 和 trailer。
• log file 是由日誌組組成，日誌組最大設置100個文件數，每個日誌文件也是由多個512字節的block鏡像組成，日誌組第一個日誌文件前4個block鏡像用於存儲重要信息、如checkpoint等、即前2048個字節不用於存儲 redo日誌 ，即從2048個字節開始計算 redo日誌 的存放量。
• log file 的 log file header 中有一個「LOG_HEADER_START_LSN」屬性，標記本 redo日誌 文件偏移量2048字節處對應的lsn值。

詳情可看下圖：

10、log buffer 中的 redo日誌 真的會在事務結束時立馬刷回到磁盤中嗎？

• 默認是的，這裏有一個參數控制：「innodb_flushing_log_at_trx_commit」，默認值是1
  • 0:事務提交，不會立馬刷到磁盤中，依賴後臺線程刷入，即如果此時MySQL或系統掛掉重啓，無法恢復髒頁
  • 1:事務提交，會立馬將log buffer的 redo日誌 刷回磁盤中
  • 2:事務提交，會立馬將log buffer的 redo日誌 刷到操作系統的緩存中，而不是刷到磁盤中；如果此時MySQL掛掉了，重啓後不會影響恢復髒頁，而如果是系統掛掉，就無力迴天了。

11、log file 都是循環使用，即可以覆蓋，那麼怎麼判斷是否可以覆蓋？

• log file 中可被覆蓋，那麼首要條件就是 redo日誌 對應的髒頁已經被刷到磁盤中。
• innodb 有個全局變量：checkpoint_lsn，它記錄的是可被覆蓋的 redo日誌量。初始值就是lsn的初始值，8704。
  • 什麼是 checkpoint？
    • 當有髒頁被刷到磁盤時，首先在flus鏈表中拿到最舊的緩存頁，即需要拿到鏈表尾部的控制塊，然後拿到 old_modification 的值，然後將這個值賦值給 checkpoint_lsn，因爲只要是小於 flush 鏈表中最舊的控制塊的 old_modification 的 lsn，就代表可以被覆蓋，畢竟對應的髒頁已經被刷到磁盤中了。
    • 接着，將根據當前的 checkpoint_lsn 獲取對應日誌文件組的偏移量，記錄爲 checkpoint_offset，checkpoint_no 也需要加1，最後將三個信息記錄在日誌文件組的 checkpoint1 或 checkpoint2（checkpoint_no爲奇數存1，否則存2）。
    • 上面兩步稱爲執行一次checkpoint。
• 我們只需要從日誌文件組中的 checkpoint1 和 checkpoint2 拿到信息，然後對比 checkpoint_no 看哪個是最新的，接着拿到checkpoint_lsn，那麼 lsn 小於 checkpoint_lsn 的日誌都可以被覆蓋。

12、系統崩潰重啓，如何利用 redo日誌 進行恢復？

• redo日誌 進行崩潰恢復主要是利用上面提到的 checkpoint_lsn，因爲 checkpoint_lsn 表示可以覆蓋的日誌量，則表示 checkpoint_lsn 之前的 redo日誌 對應的髒頁都已經被刷回到磁盤中。
• 首先從 redo 日誌組中拿到 checkpoint1 和 checkpoint2，接着判斷誰的 checkpoint_no 大，大的就是最新的一次 checkpoint 執行。
• 接着拿到對應的 checkpoint_offset，那麼 checkpoint_offset 後的 redo日誌 都需要掃描一遍，然後根據 redo日誌 的內容，對數據頁進行恢復。

13、恢復是掃描一個 redo日誌 ，就進行一次恢復嗎？

• 問題：
  • 因爲根據 redo日誌 恢復數據頁的變更，是直接更新磁盤中的數據頁；掃描一個 redo日誌 ，就進行一次恢復，如果存在多個 redo日誌 記錄同一個數據頁的變更，並且不是連續的，那麼會導致多次隨機IO，性能會非常的差。
• 解決：
  • 所以會有一個哈希表，key爲 space ID + page Number，value 爲數據頁地址。掃描 redo日誌 時，會將同一個 space ID + page Number 的 redo日誌 都放在同一個槽下。
  • 接着遍歷哈希表，執行每一個 space ID + page Number 對應所有的 redo日誌 。
• 好處：
  • 避免了多次的隨機IO，提升恢復的速度。
  • 按順序根據 redo日誌 進行恢復，避免出現恢復的順序問題。

詳情可看下圖：

14、恢復時，如何知道什麼時候結束?

• 首先，我們知道，在日誌組裏，有多個block鏡像，然後 redo日誌 刷盤，是按順序填入每個block的，只有前一個block填滿了，才接着填下一個
• 接着，每個 block 的大小都是 512 個字節，包括 log block header、log block body 和 log block trailer。在block的頁面結構中，log block header 頭部有一個「LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN」的屬性，該屬性值記錄了當前block裏使用了多少字節的空間。對於被填滿的block來說，該值永遠爲512。
• 最後，所以只管往後面一直掃，直到 log block header 中 「LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN」屬性不是512的 block，那麼就是恢復的終點了。

15、如何兼容髒頁已經已經刷回磁盤，但是 redo日誌 沒有刷回磁盤的場景？

• 場景復現：
  • 當我們提交事務時，會根據參數「innodb_flush_at_trx_commit」來做下一步操作，如果是0或者2，那麼此時的日誌並沒有刷回到磁盤中，而是留在log buffer中或操作系統緩存中。
  • 接着，如果有後臺線程將 LRU 鏈表或 flush 鏈表的某些髒頁刷回磁盤中，刷回後；但是此時對應的 redo日誌 還停留在上面提到的兩個地方，如果服務器宕機，那麼對應的 redo日誌 就會丟失了。
  • 因爲刷 LRU 鏈表、flush 鏈表和刷 redo日誌 的後臺線程，往往都是不同的線程，無法知道對應的 redo日誌 是否已經刷回去。
• 兼容：
  • 每個數據頁都有一個稱之爲 File Header 的部分，在 File Header 裏有一個稱之爲 FIL_PAGE_LSN 的屬性，該屬性記載了最近一次修改頁面時對應的 lsn 值（其實就是頁面控制塊中的 newest_modification 值）。
  • 如果在做了某次 checkpoint 之後有髒頁被刷新到磁盤中，那麼該頁對應的 FIL_PAGE_LSN 代表的 lsn 值肯定大於 checkpoint_lsn 的值，凡是符合這種情況的頁面就不需要重複執行 lsn 值小於 FIL_PAGE_LSN 的 redo日誌 了，

最後，祝大家國慶節快樂！