undo

InnoDB作为事务性引擎，使用write-ahead logging(WAL)机制保证ACID中的Atomicity和Durability，使用undo机制保证ACID中的Consistency和Isolation。

按照WAL和undo的机制，形成以下两个原则：

 

    1、数据块的更改需要先记录redo日志。
    2、数据块的更改需要先写入undo。 根据这两个原则，InnoDB更新数据的基本流程可以简单的总结为：
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    1）记录需要更改undo record的redo log
    2）记录需要更改data record的redo log
    3）写入redo log
    4）写入undo record
    5）更新data record 
这5个步骤。

InnoDB Recovery

last checkpoint-->>redo log-->> 前滚+回滚-->>(space_id+page_no+file_name)

如果MySQL实例异常crash，那么重启过程中首先会进行InnoDB recovery。 即：根据last checkpoint点，顺序读取后面的redo log，按照先前滚，再回滚的原则， 应用所有的redo log。

因为redo record中记录着数据块的地址(space_id+page_no)，所以recovery的过程首先会执行合并相同数据块的操作，以加快recovery的过程。

那么问题来了

根据space_id怎么找到对应IDB数据文件？ 因为在恢复的过程中，InnoDB只load了redo文件和系统表空间文件，如何查找InnoDB的数据文件呢？

  1. InnoDB的数据字典dict_table_t结构中也保存了对应关系，但数据字典受redo保护，recovery的过程中不可用。
  2. 扫描datadir的所有数据文件，读取page中保存的space_id，建立space_id和数据文件的对应关系。 MySQL目前采用第二种方式，但带来了一个问题，当设置了innodb_file_per_table后，每一个表对应一个表空间，那么需要读取所有的目录下的所有Innodb数据文件，这样就会严重的影响了recovery的时间。

MySQL 5.7改进策略：

MySQL 5.7中，在redo log中增加了一种新的record类型，即MLOG_FILE_NAME，记录了自last checkpoint以来更改的数据文件的file name。 这样在应用的时候，直接根据文件名就可以找到数据文件。

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undo log作用：

1、一致性保证：mvcc

2、原子性保证：事务

Innodb使用undo log来实现MVCC，这意味着如果一个很老的事务长时间不提交，那么新产生的undo log都无法被及时清理掉。在MySQL 5.5及之前版本中，undo log是存储在ibdata中。从5.6开始可以使用独立的undo log表空间来存储undo。但是直到5.6，一旦undo log膨胀，依然没有任何办法为其 “减肥”。因此我们经常看到ibdata被膨胀到几十上百G。在MySQL5.7.5版本中终于增加了这个众望所归的功能，实现了在线truncate undo log的功能。对应的changeling entry，在能够使用该特性之前，需要先打开独立undo表空间，注意现在只能在install db的时候才能开启，因为在初始化阶段是写死占用了最小的几个space id的。有几个参数控制undo tablespace：

innodb_undo_directory：undo文件的存储目录。

innodb_undo_tablespaces：undo tablespace的个数，实现在线truncate undo，需要大于等于2，因为在truncate一个undo log文件时，要保证另外一个是可用的，这样就无需停止业务了。 innodb_undo_logs：undo回滚段的数量需要大于34。原因是1~32个回滚段会被临时表占用（5.7针对临时表做了大量优化），第33、34分配给undospace1 和undospace2。 这里有个比较有意思的问题，由于undo 回滚段总是从第一个undospace分配，如果每次从1开始，每次重启递增innodb_undo_logs，所有的回滚段都会被分配到第一个undo space，在truncate第一个undo space时，将无可用的undo回滚分配给正常的用户事务。

innodb_purge_rseg_truncate_frequency：用于控制purge回滚段的频度。 Innodb Purge操作的协调线程每隔这么多次purge事务分发后，就会触发一次History purge，并检查当前的undo log 表空间状态是否会触发truncate。

innodb_max_undo_log_size：控制最大undo tablespace文件的大小，超过这个阀值时才会去尝试truncate。truncate后的大小默认为10M。

innodb_undo_log_truncate：用于打开/关闭undo log 在线truncate特性，可动态调整。

undo log 的truncate操作由purge 协调线程发起，在truncate 某个undo log 表空间的过程中，保证有一个可用的undo log tablespace能提供给用户使用，从而实现所谓的在线truncate。

当选定一个需要truncate的undo log space时，需要检查其是否是可释放的，也就是说是否还有活跃的事务可能访问其中的回滚段。如果没有，就将该tablespace中的回滚段设置为不可分配，然后对undo log space文件进行truncate，并重新初始化到10M，初始化文件头等一系列操作。

这里引入了比较有意思的方法来保证truncate的原子性，即在开始truncate时，创建一个独立的文件，命名为undo__trunc.log，在做完truncate操作后，删除文件。如果在中间发生crash，崩溃恢复时发现该文件，会继续完成truncate操作。

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事务过程。

MySQL数据库InnoDB存储引擎Log漫游

1 – Undo Log

Undo Log 是为了实现事务的原子性，在MySQL数据库InnoDB存储引擎中，还用Undo Log来实现多版本并发控制(简称：MVCC)。

  • 事务的原子性(Atomicity) 事务中的所有操作，要么全部完成，要么不做任何操作，不能只做部分操作。如果在执行的过程中发生 了错误，要回滚(Rollback)到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过。

  • 原理 Undo Log的原理很简单，为了满足事务的原子性，在操作任何数据之前，首先将数据备份到一个地方 （这个存储数据备份的地方称为Undo Log）。然后进行数据的修改。如果出现了错误或者用户执行了 ROLLBACK语句，系统可以利用Undo Log中的备份将数据恢复到事务开始之前的状态。

除了可以保证事务的原子性， Undo Log也可以用来辅助完成事务的持久化。

  • 事务的持久性(Durability) 事务一旦完成，该事务对数据库所做的所有修改都会持久的保存到数据库中。为了保证持久性，数据库 系统会将修改后的数据完全的记录到持久的存储上。

  • 用Undo Log实现原子性和持久化的事务的简化过程 假设有A、B两个数据记录，值分别为1,2。

  • 1）.事务开始：begin或start transaction

  • 2）.记录A=1到undo log

  • 3）.修改A=3

  • 4）.记录B=2到undo log

  • 5）.修改B=4

  • 6）.将undo log写到磁盘

  • 7）.将数据写到磁盘

  • 8）.事务提交

  • 这里有一个隐含的前提条件：‘数据都是先读到内存中，然后修改内存中的数据，最后将数据写回磁盘’。

    之所以能同时保证原子性和持久化，是因为以下特点：

  • A. 更新数据前记录Undo log。

  • B. 为了保证持久性，必须将数据在事务提交前写到磁盘。只要事务成功提交，数据必然已经持久化。

  • C. Undo log必须先于数据持久化到磁盘。如果在7）、8）之间系统崩溃，undo log是完整的， 可以用来回滚事务。

  • D. 如果在1）、7）之间系统崩溃,因为数据没有持久化到磁盘。所以磁盘上的数据还是保持在事务开始前的状态。

缺陷：每个事务提交前将数据和Undo Log写入磁盘，这样会导致大量的磁盘IO，因此性能很低。

如果能够将数据缓存一段时间，就能减少IO提高性能。但是这样就会丧失事务的持久性。因此引入了另外一 种机制来实现持久化，即Redo Log.

2 – Redo Log

  • 原理 和Undo Log相反， Redo Log记录的是新数据的备份。在事务提交前，只要将Redo Log持久化即可， 不需要将数据持久化。当系统崩溃时，虽然数据没有持久化，但是Redo Log已经持久化。系统可以根据 Redo Log的内容，将所有数据恢复到最新的状态。

  • Undo + Redo事务的简化过程 假设有A、B两个数据，值分别为1,2.

  • 1）.事务开始

     

  • 2）.记录A=1到undo log

  • 3）.修改A=3

  • 4）.记录A=3到redo log

 

  • 5）.记录B=2到undo log

  • 6）.修改B=4

  • 7）.记录B=4到redo log

 

  • 8）.将redo log写入磁盘

 

  • 9）.事务提交

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-->>开始事务

-->>n个( undo内存-->>修改内存-->>redo内存) 

-->>redo落盘

-->>提交事务。

 

 

 

 

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undo log 保存的是修改前的数据,并且保存到内存中,回滚的时候在读取里面的内容(从而实现了原子性),redolog保存的是修改后的数据(对新数据的备份,同时也会将redo log备份),在事务提交写入到磁盘,从而保证了持久性

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本文是对整个Undo生命周期过程的阐述，代码分析基于当前最新的MySQL5.7版本。本文也可以作为了解整个Undo模块的代码导读。由于涉及到的模块众多，因此部分细节并未深入。

前言

Undo log是InnoDB MVCC事务特性的重要组成部分。当我们对记录做了变更操作时就会产生undo记录，Undo记录默认被记录到系统表空间(ibdata)中，但从5.6开始，也可以使用独立的Undo 表空间。

Undo记录中存储的是老版本数据，当一个旧的事务需要读取数据时，为了能读取到老版本的数据，需要顺着undo链找到满足其可见性的记录。当版本链很长时，通常可以认为这是个比较耗时的操作（例如bug#69812）。

大多数对数据的变更操作包括INSERT/DELETE/UPDATE，其中INSERT操作在事务提交前只对当前事务可见，因此产生的Undo日志可以在事务提交后直接删除（谁会对刚插入的数据有可见性需求呢！！），而对于UPDATE/DELETE则需要维护多版本信息，在InnoDB里，UPDATE和DELETE操作产生的Undo日志被归成一类，即update_undo。

基本文件结构

为了保证事务并发操作时，在写各自的undo log时不产生冲突，InnoDB采用回滚段的方式来维护undo log的并发写入和持久化。回滚段实际上是一种 Undo 文件组织方式，每个回滚段又有多个undo log slot。具体的文件组织方式如下图所示：

pastedGraphic.png

上图展示了基本的Undo回滚段布局结构，其中:

  1. rseg0预留在系统表空间ibdata中;
  2. rseg 1~rseg 32这32个回滚段存放于临时表的系统表空间中;
  3. rseg33~ 则根据配置存放到独立undo表空间中（如果没有打开独立Undo表空间，则存放于ibdata中）

如果我们使用独立Undo tablespace，则总是从第一个Undo space开始轮询分配undo 回滚段。大多数情况下这是OK的，但假设我们将回滚段的个数从33开始依次递增配置到128，就可能导致所有的回滚段都存放在同一个undo space中。(参考函数trx_sys_create_rsegs 以及 bug#74471)

每个回滚段维护了一个段头页，在该page中又划分了1024个slot(TRX_RSEG_N_SLOTS)，每个slot又对应到一个undo log对象，因此理论上InnoDB最多支持 96 * 1024个普通事务。

关键结构体

为了便于管理和使用undo记录，在内存中维持了如下关键结构体对象：

  1. 所有回滚段都记录在trx_sys->rseg_array，数组大小为128，分别对应不同的回滚段；
  2. rseg_array数组类型为trx_rseg_t，用于维护回滚段相关信息；
  3. 每个回滚段对象trx_rseg_t还要管理undo log信息，对应结构体为trx_undo_t，使用多个链表来维护trx_undo_t信息;
  4. 事务开启时，会专门给他指定一个回滚段，以后该事务用到的undo log页，就从该回滚段上分配;
  5. 事务提交后，需要purge的回滚段会被放到purge队列上(purge_sys->purge_queue)。

各个结构体之间的联系如下：

pastedGraphic_1.png

分配回滚段

当开启一个读写事务时（或者从只读事务转换为读写事务），我们需要预先为事务分配一个回滚段：

对于只读事务，如果产生对临时表的写入，则需要为其分配回滚段，使用临时表回滚段（第1~32号回滚段），函数入口：trx_assign_rseg -->trx_assign_rseg_low-->get_next_noredo_rseg。

在MySQL5.7中事务默认以只读事务开启，当随后判定为读写事务时，则转换成读写模式，并为其分配事务ID和回滚段，调用函数：trx_set_rw_mode -->trx_assign_rseg_low --> get_next_redo_rseg。

普通回滚段的分配方式如下：

  1. 采用round-robin的轮询方式来赋予回滚段给事务，如果回滚段被标记为skip_allocation（这个undo tablespace太大了，purge线程需要对其进行truncate操作），则跳到下一个；
  2. 选择一个回滚段给事务后，会将该回滚段的rseg->trx_ref_count递增，这样该回滚段所在的undo tablespace文件就不可以被truncate掉；
  3. 临时表回滚段被赋予trx->rsegs->m_noredo，普通读写操作的回滚段被赋予trx->rsegs->m_redo；如果事务在只读阶段使用到临时表，随后转换成读写事务，那么会为该事务分配两个回滚段。

使用回滚段

当产生数据变更时，我们需要使用Undo log记录下变更前的数据以维护多版本信息。insert 和 delete/update 分开记录undo，因此需要从回滚段单独分配Undo slot。

入口函数：trx_undo_report_row_operation

流程如下：

  1. 判断当前变更的是否是临时表，如果是临时表，则采用临时表回滚段来分配，否则采用普通的回滚段；
  2. 临时表操作记录undo时不写redo log；
  3. 操作类型为TRX_UNDO_INSERT_OP，且未分配insert undo slot时，调用函数trx_undo_assign_undo进行分配；
  4. 操作类型为TRX_UNDO_MODIFY_OP，且未分配Update undo slot时，调用函数trx_undo_assign_undo进行分配。

我们来看看函数trx_undo_assign_undo的流程：

  1. 首先总是从cahced list上分配trx_undo_t （函数trx_undo_reuse_cached，当满足某些条件时，事务提交时会将其拥有的trx_undo_t放到cached list上，这样新的事务可以重用这些undo 对象，而无需去扫描回滚段，寻找可用的slot，在后面的事务提交一节会介绍到）；
    • 对于INSERT，从trx_rseg_t::insert_undo_cached上获取，并修改头部重用信息（trx_undo_insert_header_reuse）及预留XID空间（trx_undo_header_add_space_for_xid）
    • 对于DELETE/UPDATE，从trx_rseg_t::update_undo_cached上获取， 并在undo log hdr page上创建新的Undo log header(trx_undo_header_create)，及预留XID存储空间（trx_undo_header_add_space_for_xid）
    • 获取到trx_undo_t对象后，会从cached list上移除掉。并初始化trx_undo_t相关信息（trx_undo_mem_init_for_reuse），将trx_undo_t::state设置为TRX_UNDO_ACTIVE

  2. 如果没有cache的trx_undo_t，则需要从回滚段上分配一个空闲的undo slot（trx_undo_create），并创建对应的undo页，进行初始化；

    一个回滚段可以支持1024个事务并发，如果不幸回滚段都用完了（通常这几乎不会发生），会返回错误DB_TOO_MANY_CONCURRENT_TRXS

    每一个Undo log segment实际上对应一个独立的段，段头的起始位置在UNDO 头page的TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_FSEG_HEADER偏移位置（见下图）

  3. 已分配给事务的trx_undo_t会加入到链表trx_rseg_t::insert_undo_list或者trx_rseg_t::update_undo_list上；

  4. 如果是数据词典操作（DDL）产生的undo，主要是表级别操作，例如创建或删除表，还需要记录操作的table id到undo log header中(TRX_UNDO_TABLE_ID)，同时将TRX_UNDO_DICT_TRANS设置为TRUE。(trx_undo_mark_as_dict_operation)。

总的来说，undo header page主要包括如下信息： pastedGraphic_2.png

如何写入undo日志

入口函数：trx_undo_report_row_operation

当分配了一个undo slot，同时初始化完可用的空闲区域后，就可以向其中写入undo记录了。写入的page no取自undo->last_page_no，初始情况下和hdr_page_no相同。

对于INSERT_UNDO，调用函数trx_undo_page_report_insert进行插入，记录格式大致如下图所示： pastedGraphic_3.png

对于UPDATE_UNDO，调用函数trx_undo_page_report_modify进行插入，UPDATE UNDO的记录格式大概如下图所示： pastedGraphic_4.png

在写入的过程中，可能出现单页面空间不足的情况，导致写入失败，我们需要将刚刚写入的区域清空重置(trx_undo_erase_page_end)，同时申请一个新的page(trx_undo_add_page) 加入到undo log段上，同时将undo->last_page_no指向新分配的page，然后重试。

完成Undo log写入后，构建新的回滚段指针并返回（trx_undo_build_roll_ptr），回滚段指针包括undo log所在的回滚段id、日志所在的page no、以及page内的偏移量，需要记录到聚集索引记录中。

事务Prepare阶段

入口函数：trx_prepare_low

当事务完成需要提交时，为了和BINLOG做XA，InnoDB的commit被划分成了两个阶段：prepare阶段和commit阶段，本小节主要讨论下prepare阶段undo相关的逻辑。

为了在崩溃重启时知道事务状态，需要将事务设置为Prepare，MySQL 5.7对临时表undo和普通表undo分别做了处理，前者在写undo日志时总是不需要记录redo，后者则需要记录。

分别设置insert undo 和 update undo的状态为prepare，调用函数trx_undo_set_state_at_prepare，过程也比较简单，找到undo log slot对应的头页面(trx_undo_t::hdr_page_no)，将页面段头的TRX_UNDO_STATE设置为TRX_UNDO_PREPARED，同时修改其他对应字段，如下图所示（对于外部显式XA所产生的XID，这里不做讨论）： pastedGraphic_5.png

Tips：InnoDB层的XID是如何获取的呢？ 当Innodb的参数innodb_support_xa打开时，在执行事务的第一条SQL时，就会去注册XA，根据第一条SQL的query id拼凑XID数据，然后存储在事务对象中。参考函数trans_register_ha。

事务Commit

当事务commit时，需要将事务状态设置为COMMIT状态，这里同样通过Undo来实现的。

入口函数：trx_commit_low-->trx_write_serialisation_history

在该函数中，需要将该事务包含的Undo都设置为完成状态，先设置insert undo，再设置update undo（trx_undo_set_state_at_finish），完成状态包含三种：

  • 如果当前的undo log只占一个page，且占用的header page大小使用不足其3/4时(TRX_UNDO_PAGE_REUSE_LIMIT)，则状态设置为TRX_UNDO_CACHED，该undo对象会随后加入到undo cache list上；
  • 如果是Insert_undo（undo类型为TRX_UNDO_INSERT），则状态设置为TRX_UNDO_TO_FREE；
  • 如果不满足a和b，则表明该undo可能需要Purge线程去执行清理操作，状态设置为TRX_UNDO_TO_PURGE。

在确认状态信息后，写入undo header page的TRX_UNDO_STATE中。

如果当前事务包含update undo，并且undo所在回滚段不在purge队列时，还需要将当前undo所在的回滚段（及当前最大的事务号）加入Purge线程的Purge队列（purge_sys->purge_queue）中（参考函数trx_serialisation_number_get）。

对于undate undo需要调用trx_undo_update_cleanup进行清理操作，清理的过程包括：

  1. 将undo log加入到history list上，调用trx_purge_add_update_undo_to_history：

    • 如果该undo log不满足cache的条件（状态为TRX_UNDO_CACHED，如上述），则将其占用的slot设置为FIL_NULL，意为slot空闲，同时更新回滚段头的TRX_RSEG_HISTORY_SIZE值，将当前undo占用的page数累加上去；

    • 将当前undo加入到回滚段的TRX_RSEG_HISTORY链表上，作为链表头节点，节点指针为UNDO头的TRX_UNDO_HISTORY_NODE；

    • 更新trx_sys->rseg_history_len（也就是show engine innodb status看到的history list），如果只有普通的update_undo，则加1，如果还有临时表的update_undo，则加2，然后唤醒purge线程；

    • 将当前事务的trx_t::no写入undo头的TRX_UNDO_TRX_NO段；

    • 如果不是delete-mark操作，将undo头的TRX_UNDO_DEL_MARKS更新为false;

    • 如果undo所在回滚段的rseg->last_page_no为FIL_NULL，表示该回滚段的旧的清理已经完成，进行如下赋值，记录这个回滚段上第一个需要purge的undo记录信息：

        rseg->last_page_no = undo->hdr_page_no;
  rseg->last_offset = undo->hdr_offset;
  rseg->last_trx_no = trx->no;
  rseg->last_del_marks = undo->del_marks;

  2. 如果undo需要cache，将undo对象放到回滚段的update_undo_cached链表上；否则释放undo对象（trx_undo_mem_free）。

注意上面只清理了update_undo，insert_undo直到事务释放记录锁、从读写事务链表清除、以及关闭read view后才进行，调用函数trx_undo_insert_cleanup：

  1. 如果Undo状态为TRX_UNDO_CACHED，则加入到回滚段的insert_undo_cached链表上；

  2. 否则，将该undo所占的segment及其所占用的回滚段的slot全部释放掉（trx_undo_seg_free），修改当前回滚段的大小(rseg->curr_size)，并释放undo对象所占的内存（trx_undo_mem_free），和Update_undo不同，insert_undo并未放到History list上。

事务完成提交后，需要将其使用的回滚段引用计数rseg->trx_ref_count减1；

事务回滚

如果事务因为异常或者被显式的回滚了，那么所有数据变更都要改回去。这里就要借助回滚日志中的数据来进行恢复了。

入口函数为：row_undo_step --> row_undo

操作也比较简单，析取老版本记录，做逆向操作即可：对于标记删除的记录清理标记删除标记；对于in-place更新，将数据回滚到最老版本；对于插入操作，直接删除聚集索引和二级索引记录（row_undo_ins）。

具体的操作中，先回滚二级索引记录（row_undo_mod_del_mark_sec、row_undo_mod_upd_exist_sec、row_undo_mod_upd_del_sec），再回滚聚集索引记录（row_undo_mod_clust）。这里不展开描述，可以参阅对应的函数。

多版本控制

InnoDB的多版本使用undo来构建，这很好理解，undo记录中包含了记录更改前的镜像，如果更改数据的事务未提交，对于隔离级别大于等于read commit的事务而言，它不应该看到已修改的数据，而是应该给它返回老版本的数据。

入口函数： row_vers_build_for_consistent_read

由于在修改聚集索引记录时，总是存储了回滚段指针和事务id，可以通过该指针找到对应的undo 记录，通过事务Id来判断记录的可见性。当旧版本记录中的事务id对当前事务而言是不可见时，则继续向前构建，直到找到一个可见的记录或者到达版本链尾部。（关于事务可见性及read view，可以参阅我们之前的月报）

Tips 1：构建老版本记录（trx_undo_prev_version_build）需要持有page latch，因此如果Undo链太长的话，其他请求该page的线程可能等待时间过长导致crash，最典型的就是备库备份场景：

当备库使用innodb表存储复制位点信息时（relay_log_info_repository=TABLE），逻辑备份显式开启一个read view并且执行了长时间的备份时，这中间都无法对slave_relay_log_info表做purge操作，导致版本链极其长；当开始备份slave_relay_log_info表时，就需要去花很长的时间构建老版本；复制线程由于需要更新slave_relay_log_info表，因此会陷入等待Page latch的场景，最终有可能导致信号量等待超时，实例自杀。 （bug#74003）

Tips 2：在构建老版本的过程中，总是需要创建heap来存储旧版本记录，实际上这个heap是可以重用的，无需总是重复构建（bug#69812）

Tips 3：如果回滚段类型是INSERT，就完全没有必要去看Undo日志了，因为一个未提交事务的新插入记录，对其他事务而言总是不可见的。

Tips 4: 对于聚集索引我们知道其记录中存有修改该记录的事务id，我们可以直接判断是否需要构建老版本(lock_clust_rec_cons_read_sees)，但对于二级索引记录，并未存储事务id，而是每次更新记录时，同时更新记录所在的page上的事务id（PAGE_MAX_TRX_ID），如果该事务id对当前事务是可见的，那么就无需去构建老版本了，否则就需要去回表查询对应的聚集索引记录，然后判断可见性（lock_sec_rec_cons_read_sees）。

Purge清理操作

从上面的分析我们可以知道：update_undo产生的日志会放到history list中，当这些旧版本无人访问时，需要进行清理操作；另外页内标记删除的操作也需要从物理上清理掉。后台Purge线程负责这些工作。

入口函数：srv_do_purge --> trx_purge

  1. 确认可见性

    在开始尝试purge前，purge线程会先克隆一个最老的活跃视图（trx_sys->mvcc->clone_oldest_view），所有在readview开启之前提交的事务所做的事务变更都是可以清理的。

  2. 获取需要purge的undo记录（trx_purge_attach_undo_recs）

    从history list上读取多个Undo记录，并分配到多个purge线程的工作队列上（(purge_node_t*) thr->child->undo_recs），默认一次最多取300个undo记录，可通过参数innodb_purge_batch_size参数调整。

  3. Purge工作线程

    当完成任务的分发后，各个工作线程（包括协调线程）开始进行purge操作 入口函数： row_purge_step -> row_purge -> row_purge_record_func

    主要包括两种：一种是记录直接被标记删除了，这时候需要物理清理所有的聚集索引和二级索引记录（row_purge_record_func）；另一种是聚集索引in-place更新了，但二级索引上的记录顺序可能发生变化，而二级索引的更新总是标记删除 + 插入，因此需要根据回滚段记录去检查二级索引记录序是否发生变化，并执行清理操作（row_purge_upd_exist_or_extern）。

  4. 清理history list

    从前面的分析我们知道，insert undo在事务提交后，Undo segment 就释放了。而update undo则加入了history list，为了将这些文件空间回收重用，需要对其进行truncate操作；默认每处理128轮Purge循环后，Purge协调线程需要执行一次purge history List操作。

    入口函数：trx_purge_truncate --> trx_purge_truncate_history

    从回滚段的HISTORY 文件链表上开始遍历释放Undo log segment，由于history 链表是按照trx no有序的，因此遍历truncate直到完全清除，或者遇到一个还未purge的undo log（trx no比当前purge到的位置更大）时才停止。

关于Purge操作的逻辑实际上还算是比较复杂的代码模块，这里只是简单的介绍了下，以后有时间再展开描述。

崩溃恢复

当实例从崩溃中恢复时，需要将活跃的事务从undo中提取出来，对于ACTIVE状态的事务直接回滚，对于Prepare状态的事务，如果该事务对应的binlog已经记录，则提交，否则回滚事务。

实现的流程也比较简单，首先先做redo (recv_recovery_from_checkpoint_start)，undo是受redo 保护的，因此可以从redo中恢复（临时表undo除外，临时表undo是不记录redo的）。

在redo日志应用完成后，初始化完成数据词典子系统（dict_boot），随后开始初始化事务子系统（trx_sys_init_at_db_start），undo 段的初始化即在这一步完成。

在初始化undo段时(trx_sys_init_at_db_start -> trx_rseg_array_init -> ... -> trx_undo_lists_init)，会根据每个回滚段page中的slot是否被使用来恢复对应的undo log，读取其状态信息和类型等信息，创建内存结构，并存放到每个回滚段的undo list上。

当初始化完成undo内存对象后，就要据此来恢复崩溃前的事务链表了(trx_lists_init_at_db_start)，根据每个回滚段的insert_undo_list来恢复插入操作的事务(trx_resurrect_insert)，根据update_undo_list来恢复更新事务(tex_resurrect_update)，如果既存在插入又存在更新，则只恢复一个事务对象。另外除了恢复事务对象外，还要恢复表锁及读写事务链表，从而恢复到崩溃之前的事务场景。

当从Undo恢复崩溃前活跃的事务对象后，会去开启一个后台线程来做事务回滚和清理操作（recv_recovery_rollback_active -> trx_rollback_or_clean_all_recovered），对于处于ACTIVE状态的事务直接回滚，对于既不ACTIVE也非PREPARE状态的事务，直接则认为其是提交的，直接释放事务对象。但完成这一步后，理论上事务链表上只存在PREPARE状态的事务。

随后很快我们进入XA Recover阶段，MySQL使用内部XA，即通过Binlog和InnoDB做XA恢复。在初始化完成引擎后，Server层会开始扫描最后一个Binlog文件，搜集其中记录的XID（MYSQL_BIN_LOG::recover），然后和InnoDB层的事务XID做对比。如果XID已经存在于binlog中了，对应的事务需要提交；否则需要回滚事务。

Tips：为何只需要扫描最后一个binlog文件就可以了？ 因为在每次rotate到一个新的binlog文件之前，总是要保证前一个binlog文件中对应的事务都提交并且sync redo到磁盘了，也就是说，前一个binlog文件中的事务在崩溃恢复时肯定是出于提交状态的。

posted @ 2019-12-08 19:52  igoodful  阅读(531)  评论(0)  编辑  收藏  举报