zz MySQL redo log及recover过程浅析

浏览数：21 / 时间：2015年06月12日

原作地址：http://www.cnblogs.com/liuhao/p/3714012.html

写在前面：作者水平有限，欢迎不吝赐教，一切以最新源码为准。

InnoDB redo log

首先介绍下Innodb redo log是什么，为什么需要记录redo log，以及redo log的作用都有哪些。这些作为常识，只是为了本文完整。

InnoDB有buffer pool（简称bp）。bp是数据库页面的缓存，对InnoDB的任何修改操作都会首先在bp的page上进行，然后这样的页面将被标记为dirty并被放到专门的flush list上，后续将由master thread或专门的刷脏线程阶段性的将这些页面写入磁盘（disk or ssd）。这样的好处是避免每次写操作都操作磁盘导致大量的随机IO，阶段性的刷脏可以将多次对页面的修改merge成一次IO操作，同时异步写入也降低了访问的时延。然而，如果在dirty page还未刷入磁盘时，server非正常关闭，这些修改操作将会丢失，如果写入操作正在进行，甚至会由于损坏数据文件导致数据库不可用。为了避免上述问题的发生，Innodb将所有对页面的修改操作写入一个专门的文件，并在数据库启动时从此文件进行恢复操作，这个文件就是redo log file。这样的技术推迟了bp页面的刷新，从而提升了数据库的吞吐，有效的降低了访问时延。带来的问题是额外的写redo log操作的开销（顺序IO，当然很快），以及数据库启动时恢复操作所需的时间。

接下来将结合MySQL 5.6的代码看下Log文件的结构、生成过程以及数据库启动时的恢复流程。

Log文件结构

Redo log文件包含一组log files，其会被循环使用。Redo log文件的大小和数目可以通过特定的参数设置，详见：innodb_log_file_size 和 innodb_log_files_in_group 。每个log文件有一个文件头，其代码在"storage/innobase/include/log0log.h"中，我们看下log文件头都记录了哪些信息：

669 /* Offsets of a log file header */
670 #define LOG_GROUP_ID    0 /* log group number */
671 #define LOG_FILE_START_LSN  4 /* lsn of the start of data in this
672           log file */
673 #define LOG_FILE_NO   12  /* 4-byte archived log file number;
674           this field is only defined in an
675           archived log file */
676 #define LOG_FILE_WAS_CREATED_BY_HOT_BACKUP 16
677           /* a 32-byte field which contains
678           the string ‘ibbackup‘ and the
679           creation time if the log file was
680           created by ibbackup --restore;
681           when mysqld is first time started
682           on the restored database, it can
683           print helpful info for the user */
684 #define LOG_FILE_ARCH_COMPLETED OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE
685           /* this 4-byte field is TRUE when
686           the writing of an archived log file
687           has been completed; this field is
688           only defined in an archived log file */
689 #define LOG_FILE_END_LSN  (OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE + 4)
690           /* lsn where the archived log file
691           at least extends: actually the
692           archived log file may extend to a
693           later lsn, as long as it is within the
694           same log block as this lsn; this field
695           is defined only when an archived log
696           file has been completely written */
697 #define LOG_CHECKPOINT_1  OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE
698           /* first checkpoint field in the log
699           header; we write alternately to the
700           checkpoint fields when we make new
701           checkpoints; this field is only defined
702           in the first log file of a log group */
703 #define LOG_CHECKPOINT_2  (3 * OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE)
704           /* second checkpoint field in the log
705           header */
706 #define LOG_FILE_HDR_SIZE (4 * OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE)

日志文件头共占用4个OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE的大小，这里对部分字段做简要介绍：

1. LOG_GROUP_ID 这个log文件所属的日志组，占用4个字节，当前都是0；

2. LOG_FILE_START_LSN 这个log文件记录的初始数据的lsn，占用8个字节；

3. LOG_FILE_WAS_CRATED_BY_HOT_BACKUP 备份程序所占用的字节数，共占用32字节，如xtrabackup在备份时会在xtrabackup_logfile文件中记录"xtrabackup backup_time"；

4. LOG_CHECKPOINT_1/LOG_CHECKPOINT_2 两个记录InnoDB checkpoint信息的字段，分别从文件头的第二个和第四个block开始记录，只使用日志文件组的第一个日志文件。

这里多说两句，每次checkpoint后InnoDB都需要更新这两个字段的值，因此redo log的写入并非严格的顺序写；

每个log文件包含许多log records。log records将以OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE（默认值为512字节）为单位顺序写入log文件。每一条记录都有自己的LSN（log sequence number，表示从日志记录创建开始到特定的日志记录已经写入的字节数）。每个Log Block包含一个header段、一个tailer段，以及一组log records。

首先看下Log Block header。block header的开始4个字节是log block number，表示这是第几个block块。其是通过LSN计算得来，计算的函数是log_block_convert_lsn_to_no()；接下来两个字节表示该block中已经有多少个字节被使用；再后边两个字节表示该block中作为一个新的MTR开始log record的偏移量，由于一个block中可以包含多个MTR记录的log，所以需要有记录表示此偏移量。再然后四个字节表示该block的checkpoint number。block trailer占用四个字节，表示此log block计算出的checksum值，用于正确性校验，MySQL5.6提供了若干种计算checksum的算法，这里不再赘述。我们可以结合代码中给出的注释，再了解下header和trailer的各个字段的含义。

580 /* Offsets of a log block header */
581 #define LOG_BLOCK_HDR_NO  0 /* block number which must be > 0 and
582           is allowed to wrap around at 2G; the
583           highest bit is set to 1 if this is the
584           first log block in a log flush write
585           segment */
586 #define LOG_BLOCK_FLUSH_BIT_MASK 0x80000000UL
587           /* mask used to get the highest bit in
588           the preceding field */
589 #define LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN  4 /* number of bytes of log written to
590           this block */
591 #define LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP 6 /* offset of the first start of an
592           mtr log record group in this log block,
593           0 if none; if the value is the same
594           as LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN, it means
595           that the first rec group has not yet
596           been catenated to this log block, but
597           if it will, it will start at this
598           offset; an archive recovery can
599           start parsing the log records starting
600           from this offset in this log block,
601           if value not 0 */
602 #define LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO 8 /* 4 lower bytes of the value of
603           log_sys->next_checkpoint_no when the
604           log block was last written to: if the
605           block has not yet been written full,
606           this value is only updated before a
607           log buffer flush */
608 #define LOG_BLOCK_HDR_SIZE  12  /* size of the log block header in
609           bytes */
610
611 /* Offsets of a log block trailer from the end of the block */
612 #define LOG_BLOCK_CHECKSUM  4 /* 4 byte checksum of the log block
613           contents; in InnoDB versions
614           < 3.23.52 this did not contain the
615           checksum but the same value as
616           .._HDR_NO */
617 #define LOG_BLOCK_TRL_SIZE  4 /* trailer size in bytes */

Log 记录生成

在介绍了log file和log block的结构后，接下来描述log record在InnoDB内部是如何生成的，其“生命周期”是如何在内存中一步步流转并最终写入磁盘中的。这里涉及到两块内存缓冲，涉及到mtr/log_sys等内部结构，后续会一一介绍。

首先介绍下log_sys。log_sys是InnoDB在内存中保存的一个全局的结构体（struct名为log_t，global object名为log_sys），其维护了一块全局内存区域叫做log buffer（log_sys->buf），同时维护有若干lsn值等信息表示logging进行的状态。其在log_init函数中对所有的内部区域进行分配并对各个变量进行初始化。

log_t的结构体很大，这里不再粘出来，可以自行看"storage/innobase/include/log0log.h: struct log_t"。下边会对其中比较重要的字段值加以说明：

log_sys->lsn	接下来将要生成的log record使用此lsn的值
log_sys->flushed_do_disk_lsn	redo log file已经被刷新到此lsn。比该lsn值小的日志记录已经被安全的记录在磁盘上
log_sys->write_lsn	当前正在执行的写操作使用的临界lsn值；
log_sys->current_flush_lsn	当前正在执行的write + flush操作使用的临界lsn值，一般和log_sys->write_lsn相等；
log_sys->buf	内存中全局的log buffer，和每个mtr自己的buffer有所区别；
log_sys->buf_size	log_sys->buf的size
log_sys->buf_free	写入buffer的起始偏移量
log_sys->buf_next_to_write	buffer中还未写到log file的起始偏移量。下次执行write+flush操作时，将会从此偏移量开始
log_sys->max_buf_free	确定flush操作执行的时间点，当log_sys->buf_free比此值大时需要执行flush操作，具体看log_check_margins函数

lsn是联系dirty page，redo log record和redo log file的纽带。在每个redo log record被拷贝到内存的log buffer时会产生一个相关联的lsn，而每个页面修改时会产生一个log record，从而每个数据库的page也会有一个相关联的lsn，这个lsn记录在每个page的header字段中。为了保证WAL（Write-Ahead-Logging）要求的逻辑，dirty page要求其关联lsn的log record已经被写入log file才允许执行flush操作。

接下来介绍mtr。mtr是mini-transactions的缩写。其在代码中对应的结构体是mtr_t，内部有一个局部buffer，会将一组log record集中起来，批量写入log buffer。mtr_t的结构体如下所示：

376 /* Mini-transaction handle and buffer */
377 struct mtr_t{
378 #ifdef UNIV_DEBUG
379   ulint   state;  /*!< MTR_ACTIVE, MTR_COMMITTING, MTR_COMMITTED */
380 #endif
381   dyn_array_t memo; /*!< memo stack for locks etc. */
382   dyn_array_t log;  /*!< mini-transaction log */
383   unsigned  inside_ibuf:1;
384         /*!< TRUE if inside ibuf changes */
385   unsigned  modifications:1;
386         /*!< TRUE if the mini-transaction
387         modified buffer pool pages */
388   unsigned  made_dirty:1;
389         /*!< TRUE if mtr has made at least
390         one buffer pool page dirty */
391   ulint   n_log_recs;
392         /* count of how many page initial log records
393         have been written to the mtr log */
394   ulint   n_freed_pages;
395         /* number of pages that have been freed in
396         this mini-transaction */
397   ulint   log_mode; /* specifies which operations should be
398         logged; default value MTR_LOG_ALL */
399   lsn_t   start_lsn;/* start lsn of the possible log entry for
400         this mtr */
401   lsn_t   end_lsn;/* end lsn of the possible log entry for
402         this mtr */
403 #ifdef UNIV_DEBUG
404   ulint   magic_n;
405 #endif /* UNIV_DEBUG */
406 };

mtr_t::log --作为mtr的局部缓存，记录log record；

mtr_t::memo --包含了一组由此mtr涉及的操作造成的脏页列表，其会在mtr_commit执行后添加到flush list（参见mtr_memo_pop_all()函数）；

mtr的一个典型应用场景如下：

1. 创建一个mtr_t类型的对象；

2. 执行mtr_start函数，此函数将会初始化mtr_t的字段，包括local buffer；

3. 在对内存bp中的page进行修改的同时，调用mlog_write_ulint类似的函数，生成redo log record，保存在local buffer中；

4. 执行mtr_commit函数，此函数将会将local buffer中的redo log拷贝到全局的log_sys->buffer，同时将脏页添加到flush list，供后续执行flush操作时使用；

mtr_commit函数调用mtr_log_reserve_and_write，进而调用log_write_low执行上述的拷贝操作。如果需要，此函数将会在log_sys->buf上创建一个新的log block，填充header、tailer以及计算checksum。

我们知道，为了保证数据库ACID特性中的原子性和持久性，理论上，在事务提交时，redo log应已经安全原子的写到磁盘文件之中。回到MySQL，文件内存中的log_sys->buffer何时以及如何写入磁盘中的redo log file与innodb_flush_log_at_trx_commit的设置密切相关。无论对于DBA还是MySQL的使用者对这个参数都已经相当熟悉，这里直接举例不同取值时log子系统是如何操作的。

innodb_flush_log_at_trx_commit=1/2。此时每次事务提交时都会写redo log，不同的是1对应write+flush，2只write，而由指定线程周期性的执行flush操作（周期多为1s）。执行write操作的函数是log_group_write_buf，其由log_write_up_to函数调用。一个典型的调用栈如下：

(trx_commit_in_memory()  /
trx_commit_complete_for_mysql()  /
trx_prepare() e.t.c)->
trx_flush_log_if_needed()->
trx_flush_log_if_needed_low()->
log_write_up_to()->
log_group_write_buf().

log_group_write_buf会再调用innodb封装的底层IO系统，其实现很复杂，这里不再展开。

innodb_flush_log_at_trx_commit=0时，每次事务commit不会再调用写redo log的函数，其写入逻辑都由master_thread完成，典型的调用栈如下：

srv_master_thread()->
(srv_master_do_active_tasks() / srv_master_do_idle_tasks() / srv_master_do_shutdown_tasks())->
srv_sync_log_buffer_in_background()->
log_buffer_sync_in_background()->log_write_up_to()->... .

除此参数的影响之外，还有一些场景下要求刷新redo log文件。这里举几个例子：

1）为了保证write ahead logging（WAL），在刷新脏页前要求其对应的redo log已经写到磁盘，因此需要调用log_write_up_to函数；

2）为了循环利用log file，在log file空间不足时需要执行checkpoint（同步或异步），此时会通过调用log_checkpoint执行日志刷新操作。checkpoint会极大的影响数据库的性能，这也是log file不能设置的太小的主要原因；

3）在执行一些管理命令时要求刷新redo log文件，比如关闭数据库；

这里再简要总结一下一个log record的“生命周期”：

1. redo log record首先由mtr生成并保存在mtr的local buffer中。这里保存的redo log record需要记录数据库恢复阶段所需的所有信息，并且要求恢复操作是幂等的；

2. 当mtr_commit被调用后，redo log record被记录在全局内存的log buffer之中；

3. 根据需要（需要额外的空间？事务commit？），redo log buffer将会write（+flush）到磁盘上的redo log文件中，此时redo log已经被安全的保存起来；

4. mtr_commit执行时会给每个log record生成一个lsn，此lsn确定了其在log file中的位置；

5. lsn同时是联系redo log和dirty page的纽带，WAL要求redo log在刷脏前写入磁盘，同时，如果lsn相关联的页面都已经写入了磁盘，那么磁盘上redo log file中对应的log record空间可以被循环利用；

6. 数据库恢复阶段，使用被持久化的redo log来恢复数据库；

接下来介绍redo log在数据库恢复阶段所起的重要作用。

Log Recovery

InnoDB的recovery的函数入口是innobase_start_or_create_for_mysql，其在mysql启动时由innobase_init函数调用。我们接下来看下源码，在此函数内可以看到如下两个函数调用：

1. recv_recovery_from_checkpoint_start

2. recv_recovery_from_checkpoint_finish

代码注释中特意强调，在任何情况下，数据库启动时都会尝试执行recovery操作，这是作为函数启动时正常代码路径的一部分。

主要恢复工作在第一个函数内完成，第二个函数做扫尾清理工作。这里，直接看函数的注释可以清楚函数的具体工作是什么。

146 /** Wrapper for recv_recovery_from_checkpoint_start_func().
147 Recovers from a checkpoint. When this function returns, the database is able
148 to start processing of new user transactions, but the function
149 recv_recovery_from_checkpoint_finish should be called later to complete
150 the recovery and free the resources used in it.
151 @param type in: LOG_CHECKPOINT or LOG_ARCHIVE
152 @param lim  in: recover up to this log sequence number if possible
153 @param min  in: minimum flushed log sequence number from data files
154 @param max  in: maximum flushed log sequence number from data files
155 @return error code or DB_SUCCESS */
156 # define recv_recovery_from_checkpoint_start(type,lim,min,max)    157   recv_recovery_from_checkpoint_start_func(type,lim,min,max)

与log_t结构体相对应，恢复阶段也有一个结构体，叫做recv_sys_t，这个结构体在recv_recovery_from_checkpoint_start函数中通过recv_sys_create和recv_sys_init两个函数初始化。recv_sys_t中同样有几个和lsn相关的字段，这里做下介绍。

recv_sys->limit_lsn	恢复应该执行到的最大的LSN值，这里赋值为LSN_MAX（uint64_t的最大值）
recv_sys->parse_start_lsn	恢复解析日志阶段所使用的最起始的LSN值，这里等于最后一次执行checkpoint对应的LSN值
recv_sys->scanned_lsn	当前扫描到的LSN值
recv_sys->recovered_lsn	当前恢复到的LSN值，此值小于等于recv_sys->scanned_lsn

parse_start_lsn值是recovery的起点，其通过recv_find_max_checkpoint函数获取，读取的就是log文件LOG_CHECKPOINT_1/LOG_CHECKPOINT_2字段的值。

在获取start_lsn后，recv_recovery_from_checkpoint_start函数调用recv_group_scan_log_recs函数读取及解析log records。

我们重点看下recv_group_scan_log_recs函数：

2908 /*******************************************************//**
2909 Scans log from a buffer and stores new log data to the parsing buffer. Parses
2910 and hashes the log records if new data found. */
2911 static
2912 void
2913 recv_group_scan_log_recs(
2914 /*=====================*/
2915   log_group_t*  group,    /*!< in: log group */
2916   lsn_t*    contiguous_lsn, /*!< in/out: it is known that all log
2917           groups contain contiguous log data up
2918           to this lsn */
2919   lsn_t*    group_scanned_lsn)/*!< out: scanning succeeded up to
2920           this lsn */


2930   while (!finished) {
2931     end_lsn = start_lsn + RECV_SCAN_SIZE;
2932
2933     log_group_read_log_seg(LOG_RECOVER, log_sys->buf,
2934                group, start_lsn, end_lsn);
2935
2936     finished = recv_scan_log_recs(
2937       (buf_pool_get_n_pages()
2938       - (recv_n_pool_free_frames * srv_buf_pool_instances))
2939       * UNIV_PAGE_SIZE,
2940       TRUE, log_sys->buf, RECV_SCAN_SIZE,
2941       start_lsn, contiguous_lsn, group_scanned_lsn);
2942     start_lsn = end_lsn;
2943   }

此函数内部是一个while循环。log_group_read_log_seg函数首先将log record读取到一个内存缓冲区中（这里是log_sys->buf），接着调用recv_scan_log_recs函数用来解析这些log record。解析过程会计算log block的checksum以及block no和lsn是否对应。解析过程完成后，解析结果会存入recv_sys->addr_hash维护的hash表中。这个hash表的key是通过space id和page number计算得到，value是一组应用到指定页面的经过解析后的log record，这里不再展开。

上述步骤完成后，recv_apply_hashed_log_recs函数可能会在recv_group_scan_log_recs或recv_recovery_from_checkpoint_start函数中调用，此函数将addr_hash中的log应用到特定的page上。此函数会调用recv_recover_page函数做真正的page recovery操作，此时会判断页面的lsn要比log record的lsn小。

105 /** Wrapper for recv_recover_page_func().
106 Applies the hashed log records to the page, if the page lsn is less than the
107 lsn of a log record. This can be called when a buffer page has just been
108 read in, or also for a page already in the buffer pool.
109 @param jri  in: TRUE if just read in (the i/o handler calls this for
110 a freshly read page)
111 @param block  in/out: the buffer block
112 */
113 # define recv_recover_page(jri, block)  recv_recover_page_func(jri, block)

如上就是整个页面的恢复流程。

附一个问题环节，后续会将redo log相关的问题记录在这里。

1. Q: Log_file， Log_block， Log_record的关系?
A: Log_file由一组log block组成，每个log block都是固定大小的。log block中除了header\tailer以外的字节都是记录的log record
2. Q: 是不是每一次的Commit，产生的应该是一个Log_block ?
A: 这个不一定的。写入log_block由mtr_commit确定，而不是事务提交确定。看log record大小，如果大小不需要跨log block，就会继续在当前的log block中写。
3. Q: Log_record的结构又是怎么样的呢？
A: 这个结构很多，也没有细研究，具体看后边登博图中的简要介绍吧；
4. Q: 每个Block应该有下一个Block的偏移吗，还是顺序即可，还是记录下一个的Block_number
A: block都是固定大小的，顺序写的
5. Q: 那如何知道这个Block是不是完整的，是不是依赖下一个Block呢？
A: block开始有2个字节记录此block中第一个mtr开始的位置，如果这个值是0，证明还是上一个block的同一个mtr。
6. Q: 一个事务是不是需要多个mtr_commit
A: 是的。mtr的m == mini；
7. Q: 这些Log_block是不是在Commit的时候一起刷到当中？
A: mtr_commit时会写入log buffer，具体什么时候写到log file就不一定了
8. Q: 那LSN是如何写的呢？
A: lsn就是相当于在log file中的位置，那么在写入log buffer时就会确定这个lsn的大小了。当前只有一个log buffer，在log buffer中的位置和在log file中的位置是一致的
9. Q: 那我Commit的时候做什么事情呢？
A: 可能写log 、也可能不写，由innodb_flush_log_at_trx_commit这个参数决定啊
10. Q: 这两个值是干嘛用的： LOG_CHECKPOINT_1/LOG_CHECKPOINT_2
A: 这两个可以理解为log file头信息的一部分（占用文件头第二和第四个block），每次执行checkpoint都需要更新这两个字段，后续恢复时，每个页面对应lsn中比这个checkpoint值小的，认为是已经写入了，不需要再恢复

文章最后，将网易杭研院何登成博士-登博博客上的一个log block的结构图放在这，再画图也不会比登博这张图画的更清晰了，版权属于登博。