InnoDB recovery详细流程

InnoDB如果发生意外宕机了,数据会丢么?对于这个问题,稍微了解一点MySQL知识的人,都会斩钉截铁的回答:不会!为什么?他们也会毫不犹豫的说:因为有重做日志(redo log),数据可以通过redo log进行恢复。回答得很好,那么InnoDB怎样通过redo log进行数据的恢复的,具体的流程是怎样的?估计能说清楚这个问题的人剩的不多了,更深入一点:除了redo log,InnoDB在恢复过程中,还需要其他信息么?比如是否需要binlog参与?undo日志在恢复过程中又会起到什么作用?到这里,可能很多人会变得疑惑起来:数据恢复跟undo有半毛钱的关系?
其实,InnoDB的数据恢复是一个很复杂的过程,在其恢复过程中,需要redo log、binlog、undo log等参与,这里把InnoDB的恢复过程主要划分为两个阶段,第一阶段主要依赖于redo log的恢复,而第二阶段,恰恰需要binlog和undo log的共同参与,接下来,我们来具体了解下整个恢复的过程。
第一阶段
第一阶段,数据库启动后,InnoDB会通过redo log找到最近一次checkpoint的位置,然后根据checkpoint相对应的LSN开始,获取需要重做的日志,接着解析获取的日志并且保存到一个哈希表中,最后通过遍历哈希表中的redo log信息,读取相关页进行恢复。
InnoDB的checkpoint信息保存在日志文件中,即ib_logfile0的开始2048个字节中,checkpoint有两个,交替更新,checkpoint与日志文件的关系如下图:
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checkpoint位置

checkpoint信息分别保存在ib_logfile0的512字节和1536字节处,每个checkpoint默认大小为512字节,InnoDB的checkpoint主要有3部分信息组成:
  • checkpoint no
checkpoint no主要保存的是checkpoint号,因为InnoDB有两个checkpoint,通过checkpoint号来判断哪个checkpoint更新
  • checkpoint lsn
checkpoint lsn主要记录了产生该checkpoint是flush的LSN,确保在该LSN前面的数据页都已经落盘,不再需要通过redo log进行恢复
  • checkpoint offset
checkpoint offset主要记录了该checkpoint产生时,redo log在ib_logfile中的偏移量,通过该offset位置就可以找到需要恢复的redo log开始位置。

通过以上checkpoint的信息,我们可以简单得到需要恢复的redo log的位置,然后通过顺序扫描该redo log来读取数据,比如我们通过checkpoint定位到开始恢复的redo log位置在ib_logfile1中的某个位置,那么整个redo log扫描的过程可能是这样的:

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redo log扫描过程
  1. 从ib_logfile1的指定位置开始读取redo log,每次读取4 * page_size的大小,这里我们默认页面大小为16K,所以每次读取64K的redo log到缓存中,redo log每条记录(block)的大小为512字节
  2. 读取到缓存中的redo log通过解析、验证等一系列过程后,把redo log的内容部分保存到用于恢复的缓存recv_sys->buf,保存到恢复缓存中的每条信息主要包含两部分:(space,offset)组成的位置信息和具体redo log的内容,我们称之为body
  3. 同时保存在恢复缓存中的redo信息会根据space,offset计算一个哈希值后保存到一个哈希表(recv_sys->addr_hash)中,相同的哈希值不同(space,offset)用链表存储,相同的(space,offset)用列表保存,可能部分事务比较大,redo信息一个block不能保存,所以,每个body中可以用链表链接多body的值

redo log被保存到哈希表中之后,InnoDB就可以开始进行数据恢复,只需要轮询哈希表中的每个节点获取redo信息,根据(space,offset)读取指定页面后进行日志覆盖。

在上面整个过程中,InnoDB为了保证恢复的速度,做了几点优化:
优化一
在根据(space, offset)读取数据页信息到buffer pool的时候,InnoDB不是只读取一张页面,而是读取相邻的32张页面到buffer pool,这里有个假设,InnoDB认为,如果一张页面被修改了,那么其周围的一些页面很有可能也被修改了,所以一次性连续读入32张页面可以避免后续再重新读取

优化二
在MySQL 5.7版本以前,InnoDB恢复的时候需要依赖数据字典,因为InnoDB根本不知道某个具体的space对应的ibd文件是哪个,这些信息都是数据字典维护的,而且在恢复前,需要把所有的表空间全部打开,如果库中有数以万计的表,把所有表打开一遍,整个过程就会很慢。那么MySQL 5.7在这上面做了哪些改进呢?其实很简单,针对上面的问题,InnoDB在redo log中增加了两种redo log的类型来解决。MLOG_FILE_NAME用于记录在checkpoint之后,所有被修改过的信息(space, filepath);MLOG_CHECKPOINT用于标志MLOG_FILE_NAME的结束。
上面两种redo log类型的添加,完美解决了前面遗留的问题,redo log中保存了后续需要恢复的space和filepath对,所以,在恢复的时候,只需要从checkpoint的位置往后扫描到MLOG_CHECKPOINT的位置,这样就能获取到需要恢复的space和filepath,在恢复过程中,只需要打开这些ibd文件即可,当然由于space和filepath的对应关系通过redo存了下来,恢复的时候也不再依赖数据字典。
这里需要强调的一点就是MLOG_CHECKPOINT在每个checkpoint点中最多只存在一次,如果出现多次MLOG_CHECKPOINT类型的日志,则说明redo已经损坏,InnoDB会报错。最多存在一次,那么会不会有不存在的情况?答案是肯定的,在每次checkpoint过后,如果没有发生数据更新,那么MLOG_CHECKPOINT就不会被记录。所以只要简单查找下redo log最新一个checkpoint后的MLOG_CHECKPOINT是否存在,就能判定上次MySQL是否正常关机。5.7版本的MySQL在InnoDB进行恢复的时候,也正是这样做的,MySQL 5.7在进行恢复的时候,一般情况下需要进行最多3次的redo log扫描:
  1. 第一次redo log的扫描,主要是查找MLOG_CHECKPOINT,不进行redo log的解析,如果没有找到MLOG_CHECKPOINT,则说明InnoDB不需要进行recovery,后面的两次扫描可以省略,如果找到了MLOG_CHECKPOINT,则获取MLOG_FILE_NAME到指定列表,后续只需打开该链表中的表空间即可。
  2. 第二次扫描是在第一次找到MLOG_CHECKPOINT基础之上进行的,该次扫描会把redo log解析到哈希表中,如果扫描完整个文件,哈希表还没有被填满,则不需要第三次扫描,直接进行recovery就结束
  3. 第三次扫描是在第二次基础上进行的,第二次扫描把哈希表填满后,还有redo log剩余,则需要循环进行扫描,哈希表满后立即进行recovery,直到所有的redo log被apply完为止。

redo log全部被解析并且apply完成,整个InnoDB recovery的第一阶段也就结束了,在该阶段中,所有已经被记录到redo log但是没有完成数据刷盘的记录都被重新落盘。然而,InnoDB单靠redo log的恢复是不够的,这样还是有可能会丢失数据(或者说造成主从数据不一致),因为在事务提交过程中,写binlog和写redo log提交是两个过程,写binlog在前而redo提交在后,如果MySQL写完binlog后,在redo提交之前发生了宕机,这样就会出现问题:binlog中已经包含了该条记录,而redo没有持久化。binlog已经落盘就意味着slave上可以apply该条数据,redo没有持久化则代表了master上该条数据并没有落盘,也不能通过redo进行恢复。这样就造成了主从数据的不一致,换句话说主上丢失了部分数据,那么MySQL又是如何保证在这样的情况下,数据还是一致的?这就需要进行第二阶段恢复。

第二阶段
前面提到,在第二阶段恢复中,需要用到binlog和undo log,下面我们就来看下具体的恢复逻辑是怎样的?其实在该阶段的恢复中,也被划分成两部分,第一部分,根据binlog获取所有可能没有提交事务的xid列表;第二部分,根据undo中的信息构造所有未提交事务链表,最后通过上面两部分协调判断事务是否可以提交。
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根据binlog获取xid列表
如上图中所示,MySQL在第二阶段恢复的时候,先会去读取最后一个binlog文件的所有event信息,然后把xid保存到一个列表中,然后进行第二部分的恢复,如下:
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基于undo构造事务链表
我们知道,InnoDB当前版本有128个回滚段,每个回滚段中保存了undo log的位置指针,通过扫描undo日志,我们可以构造出还未被提交的事务链表(存在于insert_undo_list和update_undo_lsit中的事务都是未被提交的),所以通过起始页(0,5)下的solt信息可以定位到回滚段,然后根据回滚段下的undo的slot定位到undo页,把所有的undo信息构建一个undo_list,然后通过undo_list再创建未提交事务链表trx_sys->trx_list。
基于上面两步, 我们已经构建了xid列表和未提交事务列表,那么在这些未提交事务列表中的事务,哪些需要被提交?哪些又该回滚?判断条件很简单:凡是xid在通过binlog构建的xid列表中存在的事务,都需要被提交,换句话说,所有已经记录binlog的事务,需要被提交,而剩下那些没有记录binlog的事务,则需要被回滚。
通过上述两个阶段的数据恢复,InnoDB才最终完成整个recovery过程,回过头来我们再想想,在上述两个阶段中,是否还有优化空间?比如第一阶段,在构造完哈希表后,事务的恢复是否可以并发进行?理论上每个hash node是根据space,offset生成的,不同的hash node之间不存在冲突,可以并行进行恢复。
或者在根据哈希表进行数据页读取时,每次读取连续32张页面,这里读取的32张页面,可能有部分是不需要的,也同时被读入到Buffer Pool中了,是否可以在构建一颗红黑树,根据space,offset组合键进行插入,这样如果需要恢复的时候,可以根据红黑树的排序原理,把所有页面的读取顺序化,并不需要读取额外的页面。
以上纯粹是一些个人想法,文章最后,整理一张恢复过程流程图:
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