lsn同步异步机制

1.LSN

在innodb中的重做日志系统中，定义一个LSN序号，其代表的意思是日志序号。LSN在引擎中定义的是一个dulint_t类型值，相当于uint64_t,关于dulint_t的定义如下：

 

 

LSN真正的含义是储存引擎向重做日志系统写入的日志量（字节数），这个日志量包括写入的日志字节 + block_header_size + block_tailer_size。LSN的初始化值是：LOG_START_LSN（相当于8192），在调用日志写入函数LSN就一直随着写入的日志长度增加，具体看:

 

 

 

LSN是不会减小的，它是日志位置的唯一标记。在重做日志写入、checkpoint构建和PAGE头里面都有LSN。

关于日志写入:

例如当前重做日志的LSN = 2048,这时候innodb调用log_write_low写入一个长度为700的日志，2048刚好是4个block长度，那么需要存储700长度的日志，需要量个BLOCK(单个block只能存496个字节)。那么很容易得出新的LSN = 2048 + 700 + 2 * LOG_BLOCK_HDR_SIZE(12) + LOG_BLOCK_TRL_SIZE(4) = 2776。

关于checkpoint和日志恢复：

在page的fil_header中的LSN是表示最后刷新是的LSN, 假如数据库中存在PAGE1 LSN = 1024，PAGE2 LSN = 2048， 系统重启时，检测到最后的checkpoint LSN = 1024，那么系统在检测到PAGE1不会对PAGE1进行恢复重做，当系统检测到PAGE2的时候，会将PAGE2进行重做。一次类推，小于checkpoint LSN的页不用重做，大于LSN checkpoint的PAGE就要进行重做。

2.Log Block

innodb在日志系统里面定义了log block的概念，其实log block就是一个512字节的数据块，这个数据块包括块头、日志信息和块的checksum.其结构如下：

Block no的最高位是描述block是否flush磁盘的标识位.通过lsn可以blockno,具体的计算过程是lsn是多少个512的整数倍，也就是no = lsn / 512 + 1;为什么要加1呢，因为所处no的块算成clac_lsn一定会小于传入的lsn.所以要+1。其实就是block的数组索引值。checksum是通过从块头开始到块的末尾前4个字节为止，做了一次数字叠加，代码如下：

在日志恢复的时候，innodb会对加载的block进行checksum校验，以免在恢复过程中数据产生错误。事务的日志写入是基于块的，如果事务的日志大小小于496字节，那么会合其他的事务日志合并在一个块中，如果事务日志的大小大于496字节，那么会以496为长度进行分离存储。例如：T1 = 700字节大小，T2 = 100字节大小存储结构如下：

 

 

3.重做日志结构和关系图

innodb在重做日志实现当中，设计了3个层模块，即redo log buffer、group files和archive files。这三个层模块的描述如下：

 

 

redo log buffer 重做日志的日志内存缓冲区，新写入的日志都是先写入到这个地方.redo log buffer中数据同步到磁盘上，必须进行刷盘操作。

group files 重做日志文件组，一般由3个同样大小的文件组成。3个文件的写入是依次循环的，每个日志文件写满后，即写下一个，日志文件如果都写满时，会覆盖第一次重新写。重做日志组在innodb的设计上支持多个。

archive files 归档日志文件，是对重做日志文件做增量备份，它是不会覆盖以前的日志信息。

以下是它们关系示意图:

 

3.1重做日志组

重做日志组可以支持多个，这样做的目的应该是为了防止一个日志组损坏后，可以从其他并行的日志组里面进行数据恢复。在MySQL-5.6的将日志组的个数设置为1，不允许多个group存在。网易姜承尧的解释是innodb的作者认为通过外层存储硬件来保证日志组的完整性比较好，例如raid磁盘。重做日志组的主要功能是实现对组内文件的写入管理、组内的checkpoint建立和checkpiont信息的保存、归档日志状态管理（只有第一个group才做archive操作）.以下是对日志组的定义:

 

 

上面结构定义中的spaceid是对应fil0fil中的fil_space_t结构，一个fil_space_t结构可以管理多个文件fil_node_t，关于fil_node_t参见这里。

3.1.1LSN与组内偏移

在log_goup_t组内日志模块当中，其中比较重要的是关于LSN与组内偏移之间的换算关系。在组创建时，会对lsn和对应lsn_offset做设置，假如 初始化为 group lsn = 1024, group lsn_offset = 2048，group由3个10240大小的文件组成，LOG_FILE_HDR_SIZE = 2048, 我们需要知道buf lsn = 11240对应的组内offset的偏移是多少，根据log_group_calc_lsn_offset函数可以得出如下公式：
group_size = 3 * 11240;
相对组起始位置的LSN偏移 = (buf_ls - group_ls) + log_group_calc_size_offset(lsn_offset ) = (11240 - 1024) - 0 = 10216;
lsn_offset = log_group_calc_lsn_offset(相对组起始位置的LSN偏移 % group_size) = 10216 + 2 * LOG_FILE_HDR_SIZE = 14312;
这个偏移一定是加上了文件头长度的。

 

3.1.2 file_header_bufs

 

file_header_bufs是一个buffer缓冲区数组，数组长度和组内文件数是一致的，每个buf长度是2048。其信息结构如下：

 

log_group_id 对应log_group_t结构中的id

file_start_lsn 当前文件其实位置数据对应的LSN值

File_no 当前的文件编号,一般在archive file头中体现

Hot backup str 一个空字符串,如果是hot_backup,会填上文件后缀ibackup。

File_end_ls 文件结尾数据对应的LSN值，一般在archive file文件中体现。

3.2 checkpoint

checkpoint是日志的检查点，其作用就是在数据库异常后，redo log是从这个点的信息获取到LSN,并对检查点以后的日志和PAGE做重做恢复。那么检查点是怎么生成的呢？当日志缓冲区写入的日志LSN距离上一次生成检查点的LSN达到一定差距的时候，就会开始创建检查点，创建检查点首先会将内存中的表的脏数据写入到硬盘，让后再将redo log buffer中小于本次检查点的LSN的日志也写入硬盘。在log_group_t中的checkpoint_buf，以下是它对应字段的解释:

LOG_CHECKPOINT_NO checkpoint序号，

LOG_CHECKPOINT_LSN 本次checkpoint起始的LSN

LOG_CHECKPOINT_OFFSET 本次checkpoint相对group file的起始偏移量

LOG_CHECKPOINT_LOG_BUF_SIZE redo log buffer的大小，默认2M

LOG_CHECKPOINT_ARCHIVED_LSN 当前日志归档的LSN

LOG_CHECKPOINT_GROUP_ARRAY 每个log group归档时的文件序号和偏移量,是一个数组

3.3 log_t

重做日志的写入、数据刷盘、建立checkpoint和归档操作都是通过全局唯一的,log_sys进行控制的，这是个非常庞大而又复杂的结构，定义如下：

3.3.1各种LSN之间的关系和分析

从上面的结构定义可以看出有很多LSN相关的定义，那么这些LSN直接的关系是怎么样的呢？理解这些LSN之间的关系对理解整个重做日志系统的运作机理会有极大的信心。以下各种LSN的解释：

lsn 当前log系统最后写入日志时的LSN

flush_lsn redolog buffer最后一次数据刷盘数据末尾的LSN，作为下次刷盘的起始LSN

written_to_some_lsn 单个日志组最后一次日志刷盘时的起始LSN

written_to_all_lsn 所有日志组最后一次日志刷盘是的起始LSN

last_checkpoint_lsn 最后一次建立checkpoint日志数据起始的LSN

next_checkpoint_lsn 下一次建立checkpoint的日志 数据起始的LSN,用log_buf_pool_get_oldest_modification获得的

archived_lsn 最后一次归档日志数据起始的LSN

next_archived_lsn 下一次归档日志数据的其实LSN

关系图如下：

3.3.2偏移量的分析

 

log_t有各种偏移量，例如：max_buf_free、buf_free、flush_end_offset、buf_next_to_write等。偏移和LSN不一样，偏移量是相对redo log buf其实位置的绝对偏移量，LSN是整个日志系统的序号。

max_buf_free 写入日志是不能超过的偏移位置，如果超过，将强制redo log buf写入磁盘

buf_free 当前日志可以写的偏移位置

buf_next_to_write 下一次redo log buf数据写盘的数据起始偏移,在所有刷盘IO完成后，其值和 flush_end_offset是一致的。

flush_end_offset 本次刷盘的数据末尾的偏移量，相当于刷盘时的buf_free,当flush_end_offset 超过max_buf_free的一半时会将未写入的数据移到 redobuffer的最前面，这时buf_free和buf_next_to_write都将做调整

大小关系图如下：

 

3.4内存结构关系图

 

 

4.日志写入和日志保护机制

 

innodb有四种日志刷盘行为,分别是异步redo log buffer刷盘、同步redo log buffer刷盘、异步建立checkpoint刷盘和同步建立checkpoint刷盘。在innodb中，刷盘行为是非常耗磁盘IO的，innodb对刷盘做了一套非常完善的策略。

 

4.1重做日志刷盘选项

在innodb引擎中有个全局变量srv_flush_log_at_trx_commit,这个全局变量是控制flushdisk的策略，也就是确定调不调用fsync这个函数，什么时候掉这个函数。这个变量有3个值。这三个值的解释如下：

0 每隔1秒由MasterThread控制重做日志模块调用log_flush_to_disk来刷盘，好处是提高了效率，坏处是1秒内如果数据库崩溃，日志和数据会丢失。

1 每次写入重做日志后，都调用fsync来进行日志写入磁盘。好处是每次日志都写入了磁盘，数据可靠性大大提高，坏处是每次调用fsync会产生大量的磁盘IO，影响数据库性能。

2 每次写入重做日志后，都将日志写入日志文件的page cache。这种情况如果物理机崩溃后，所有的日志都将丢失。

4.2日志刷盘保护

由于重做日志是一个组内多文件重复写的一个过程，那么意味日志如果不及时写盘和创建checkpoint，就有可能会产生日志覆盖，这是一个我们不愿意看到的。在innodb定义了一个日志保护机制，在存储引擎会定时调用log_check_margins日志函数来检查保护机制。简单介绍如下：

引入三个变量 buf_age、checkpoint_age和日志空间大小.

buf_age = lsn -oldest_lsn;

checkpoint_age =lsn - last_checkpoint_lsn;

日志空间大小 = 重做日志组能存储日志的字节数（通过log_group_get_capacity获得）；

当buf_age >=日志空间大小的7/8时，重做日志系统会将red log buffer进行异步数据刷盘，这个时候因为是异步的，不会造成数据操作阻塞。

 

当buf_age >=日志空间大小的15/16时,重做日志系统会将redlog buffer进行同步数据刷盘，这个时候会调用fsync函数，数据库的操作会进行阻塞。

 

当 checkpoint_age >=日志空间大小的31/32时,日志系统将进行异步创建checkpoint，数据库的操作不会阻塞。

 

当 checkpoint_age == 日志空间大小时，日志系统将进行同步创建checkpoint,大量的表空间脏页和log文件脏页同步刷入磁盘，会产生大量的磁盘IO操作。数据库操作会堵塞。整个数据库事务会挂起。

5.总结

Innodb的重做日志系统是相当完备的，它为数据的持久化做了很多细微的考虑,它效率直接影响MySQL的写效率，所以我们深入理解了它便以我们去优化它，尤其是在大量数据刷盘的时候。假设数据库的受理的事务速度大于磁盘IO的刷入速度，一定会出现同步建立checkpoint操作，这样数据库是堵塞的，整个数据库都在都在进行脏页刷盘。避免这样的问题发生就是增加IO能力，用多磁盘分散IO压力。也可以考虑SSD这读写速度很高的存储介质来做优化。