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天有不測風(fēng)云，數(shù)據(jù)庫有旦夕禍福。
前面寫 Redo 日志的文章介紹過，數(shù)據(jù)庫正常運(yùn)行時(shí)，Redo 日志就是個(gè)累贅。
現(xiàn)在，終于到了 Redo 日志揚(yáng)眉吐氣，大顯身手的時(shí)候了。
本文我們一起來看看，MySQL 在崩潰恢復(fù)過程中都干了哪些事情，Redo 日志又是怎么大顯身手的。
本文介紹的崩潰恢復(fù)過程，包含 server 層和 InnoDB，不涉及其它存儲引擎，內(nèi)容基于 MySQL 8.0.29 源碼。
正文
1、概述
MySQL 崩潰也是一次關(guān)閉過程，只是比正常關(guān)閉著急了一些。
正常關(guān)閉時(shí)，MySQL 會(huì)做一系列收尾工作，例如：清理 undo 日志、合并 change buffer 緩沖區(qū)等操作。
具體會(huì)進(jìn)行哪些收尾工作，取決于系統(tǒng)變量 innodb_fast_shutdown 的配置。
崩潰直接就是戛然而止，撂挑子不干了，還沒來得及進(jìn)行的那些收尾工作怎么辦？
那就只能等待下次啟動(dòng)的時(shí)候再干了，這就是本文要介紹的崩潰恢復(fù)過程。
2、讀取兩次寫頁面
MySQL 一旦崩潰，Redo 日志就要去拯救世界了（MySQL 就是它的世界），Redo 日志拯救世界的方式就是把還沒來得及刷盤的臟頁恢復(fù)到崩潰之前那一刻的狀態(tài)。
雖然 Redo 日志能夠用來恢復(fù)數(shù)據(jù)頁，但這是有前提條件的：數(shù)據(jù)頁必須完好無損的狀態(tài)。
本文我們把系統(tǒng)表空間、獨(dú)立表空間、undo 表空間中的頁統(tǒng)稱為數(shù)據(jù)頁。
如果數(shù)據(jù)頁剛寫了一半，MySQL 就戛然而止，這個(gè)數(shù)據(jù)頁就損壞了，面對這種情況，Redo 日志也是巧婦難為無米之炊。
Redo 日志拯救世界之路就要因?yàn)檫@個(gè)問題停滯不前嗎？
那顯示是不能的，這就該輪到兩次寫上場了。
兩次寫?的官方名字是 double write?，它包含內(nèi)存緩沖區(qū)?和 dblwr 文件兩個(gè)部分，InnoDB 臟頁刷盤前，都會(huì)先把臟頁寫入內(nèi)存緩沖區(qū)，再寫入 dblwr 文件，成功之后才會(huì)把臟頁刷盤。
兩次寫通過系統(tǒng)變量 innodb_doublewrite? 控制開啟或關(guān)閉，本文內(nèi)容基于該系統(tǒng)變量的默認(rèn)值 ON，表示開啟兩次寫。
如果臟頁寫入內(nèi)存緩沖區(qū)和 dblwr 文件的程中，MySQL 崩潰了，表空間中對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁還是完整的，下次啟動(dòng)時(shí)，不需要用兩次寫頁面修復(fù)這個(gè)數(shù)據(jù)頁。
如果臟頁刷盤時(shí)，MySQL 崩潰了，表空間對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁損壞了，下次啟動(dòng)時(shí)，應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁之前?，需要用兩次寫頁面修復(fù)這個(gè)數(shù)據(jù)頁。
dblwr 文件 默認(rèn)位于 MySQL 數(shù)據(jù)目錄下：
[csch@csch /usr/local/mysql_8_0_29/data] ls -l | grep dblwr
-rw-r----- 1 csch staff 192K 8 27 12:04 #ib_16384_0.dblwr
-rw-r----- 1 csch staff 8.2M 8 1 16:29 #ib_16384_1.dblwr
MySQL 啟動(dòng)過程中，會(huì)把 *.dblwr 文件中的所有兩次寫頁面加載到兩次寫內(nèi)存緩沖區(qū)，并用內(nèi)存緩沖區(qū)中的兩次寫頁面修復(fù)損壞的數(shù)據(jù)頁，然后再應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁。
3、恢復(fù)數(shù)據(jù)頁
應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁（3.4 小節(jié)），需要先讀取 Redo 日志（3.3 小節(jié)）。
讀取日志 Redo 日志，需要有個(gè)起點(diǎn)，起點(diǎn)就是最后一次 checkpoint 的 lsn（3.1 小節(jié)）。
應(yīng)用 Redo 日志有一個(gè)前提：數(shù)據(jù)頁必須是完好無損的。要保證數(shù)據(jù)頁的完整性，應(yīng)用 Redo 日志之前需要修復(fù)損壞的數(shù)據(jù)頁（3.2 小節(jié)）。
修復(fù)損壞數(shù)據(jù)頁只需要保證在應(yīng)用 Redo 日志之前就行了，之所以安排在 3.2 小節(jié)，是遵循了源碼中的順序。
了解本節(jié)安排內(nèi)容順序的邏輯，有助于理解應(yīng)用 Redo 日志恢復(fù)數(shù)據(jù)頁的過程，接下來我們正式進(jìn)入下一個(gè)環(huán)節(jié)。
（1）找到 last_checkpoint_lsn
讀取 Redo 日志之前，必須先確定一個(gè)起點(diǎn)，這個(gè)起點(diǎn)就是 InnoDB 最后一次 checkpoint 操作的 lsn，也就是 last_checkpoint_lsn。
每個(gè) Redo 日志文件的前 4 個(gè) block 都是保留空間，不會(huì)用來寫 Redo 日志，last_checkpoint_lsn? 和其它 checkpoint 信息一起，位于第 1 個(gè) Redo 日志文件的第 2、4 個(gè) block 中。
Redo 日志文件中每個(gè) block 的大小為 512 字節(jié)。
InnoDB 每次進(jìn)行 checkpoint 操作時(shí)，都會(huì)把 checkpoint_no 加 1，用于標(biāo)識一次 checkpoint 操作。
然后把本次 checkpoint 信息寫入 Redo 日志文件的第 2 或第 4 個(gè) block 中。具體寫入哪個(gè) block，取決于 checkpoint_no。
如果 checkpoint_no 是奇數(shù)，checkpoint 信息寫入第 4 個(gè) block。
如果 checkpoint_no 是偶數(shù)，checkpoint 信息寫入第 2 個(gè) block。
確定讀取 Redo 日志的起點(diǎn)時(shí)，從第 2、4 個(gè) block 中讀取較大的那個(gè) last_checkpoint_lsn 作為起點(diǎn)。
為什么 checkpoint 信息要存儲到 2 個(gè) block 中？
這是一個(gè)用于保證 checkpoint 信息安全性的簡單好用的方法，因?yàn)槊看?checkpoint 只會(huì)往其中一個(gè) block 寫入信息。
萬一就在某次寫 checkpoint 信息的過程中 MySQL 崩潰了，有可能導(dǎo)致正在寫入的這個(gè) block 中的 checkpoint 信息不正確。
這種情況下，另一個(gè) block 中的 checkpoint 信息肯定是正確的了，因?yàn)樗锩娴男畔⑹巧弦淮握懭氲摹?/p>
能夠用這種冗余方式來保證 checkpoint block 的安全性，基于一個(gè)前提：last_checkpoint_lsn 不需要那么精確。
last_checkpoint_lsn 比實(shí)際需要應(yīng)用 Redo 日志起點(diǎn)處的 lsn 小是沒關(guān)系的，不會(huì)造成數(shù)據(jù)頁不正確，只是會(huì)多掃描一點(diǎn) Redo 日志而已，應(yīng)用 Redo 日志時(shí)會(huì)過濾已經(jīng)刷盤的臟頁對應(yīng)的 Redo 日志。
（2）修復(fù)損壞的數(shù)據(jù)頁
把兩次寫文件中的所有數(shù)據(jù)頁都加載到內(nèi)存緩沖區(qū)之后，需要用這些頁來把系統(tǒng)表空間、獨(dú)立表空間、undo 表空間中損壞的數(shù)據(jù)頁恢復(fù)到正常狀態(tài)。
正常狀態(tài)指的是 MySQL 崩潰之前，數(shù)據(jù)頁最后一次正確的刷新到磁盤的狀態(tài)。
恢復(fù)數(shù)據(jù)頁的過程是對兩次寫內(nèi)存緩沖區(qū)中的所有數(shù)據(jù)頁進(jìn)行循環(huán)，從兩次寫數(shù)據(jù)頁中讀取表空間 ID、頁號，然后根據(jù)表空間 ID 和頁號去系統(tǒng)表空間、獨(dú)立表空間、undo 表空間中讀取對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁。
讀取到對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁之后，會(huì)根據(jù)其 File Header、File Trailer 中的一些字段判斷數(shù)據(jù)頁是不是已經(jīng)損壞了：
首先，從 File Header 中讀取 FILE_PAGE_LSN 字段，如果 FILE_PAGE_LSN 字段值大于當(dāng)前系統(tǒng)已經(jīng)生成的 Redo 日志的最大 LSN，說明數(shù)據(jù)庫出現(xiàn)了不可描述的錯(cuò)誤，數(shù)據(jù)頁已經(jīng)損壞。
然后，從 File Header 中讀取 FILE_PAGE_SPACE_OR_CHECKSUM 字段值，從 File Trailer 的前 4 字節(jié)中讀取 checksum。
如果 FILE_PAGE_SPACE_OR_CHECKSUM 字段值和 File Trailer checksum 不一樣，說明數(shù)據(jù)頁已經(jīng)損壞。
一旦出現(xiàn)了上面 2 種情況中的 1 種，把兩次寫數(shù)據(jù)頁的內(nèi)容復(fù)制到對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁中，數(shù)據(jù)頁就會(huì)恢復(fù)到正常狀態(tài)了。
（3）讀取 Redo 日志
前面確定了讀取 Redo 日志的起點(diǎn) last_checkpoint_lsn，接下來就該讀取 Redo 日志了，主要流程如下：
?第 1 步，InnoDB 會(huì)以 64K? 為單位，從 Redo 日志文件讀取日志到 log buffer 中。
64K = 4 * innodb_page_size，所以，每次從 Redo 日志文件讀取的數(shù)據(jù)量取決于系統(tǒng)變量 innodb_page_size。
第 2 步，已經(jīng)讀取到 log buffer 中的 block，利用 block header 和 block tailer 中的信息對 block 進(jìn)行完整性檢驗(yàn)之后，把 block body 信息拷貝到另一個(gè)緩沖區(qū) parsing buffer。
parsing buffer 是一個(gè) 2M 的固定大小緩沖區(qū)，用于存放即將要被解析的 Redo 日志。
Redo 日志每個(gè) block 的大小為 512 字節(jié)，block header 為 12 字節(jié)，block trailer 為 4 字節(jié)。
從 log buffer 的每個(gè) block 中拷貝到 parsing buffer 的 block body 大小就是 512-12-4 = 496 字節(jié)，也就是每個(gè) block 中存放的 Redo 日志數(shù)據(jù)部分。
第 3 步，解析 parsing buffer 中的 Redo 日志。
這一步解析 Redo 日志，實(shí)際上只是個(gè)預(yù)處理操作，并不會(huì)完整的解析每一條 Redo 日志，而是只會(huì)解析每一條 Redo 日志中的頭信息以及數(shù)據(jù)地址，包括以 4 個(gè)部分：
- Redo 日志類型。
- Redo 日志所屬數(shù)據(jù)頁的表空間 ID。
- Redo 日志所屬數(shù)據(jù)頁的頁號。
- Redo 日志數(shù)據(jù)，這部分只是得到了每一條 Redo 日志在 block body 中的地址，后面應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁時(shí)會(huì)用到。
第 4 步，把第 3 步解析出來的每一條 Redo 日志的 4 個(gè)部分都拷貝到 hash 表中。
這個(gè) hash 表是個(gè)嵌套結(jié)構(gòu)，第 1 層 hash key 是表空間 ID，value 也是個(gè) hash 結(jié)構(gòu)，也就是第 2 層。
同一個(gè)表空間的 Redo 日志以頁單位組織到一起，存放到以表空間 ID 為 key 的第 1 層 hash value 中。
第 2 層的 hash key 是頁號，value 是需要應(yīng)用到這個(gè)數(shù)據(jù)頁的 Redo 日志組成的鏈表。
同一個(gè)數(shù)據(jù)頁的 Redo 日志鏈表以頁號為 key，放在第 2 層 hash value 中。
鏈表中的 Redo 日志按照產(chǎn)生的先后順序排列，第 1 條就是要應(yīng)用的這些 Redo 日志中最早產(chǎn)生的那條。
第 5 步，應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁。
如果第 4 步進(jìn)行的過程中，Redo 日志數(shù)據(jù)拷貝到 hash 表之后，導(dǎo)致 hash 表占用的空間大于 max_memory，那么需要應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁，應(yīng)用完成之后，清空 hash 表，為下一批 Redo 日志數(shù)據(jù)騰出空間。
這里的 max_memory 表示 hash 表能夠使用的最大內(nèi)存空間。
1 ~ 5 步是個(gè)循環(huán)執(zhí)行過程，經(jīng)過 N 輪循環(huán)之后，hash 表中有非常大的可能性還存在著最后一批 Redo 日志，因?yàn)檎加每臻g??小于等于?? max_memory 而只能在那里苦苦等待著被應(yīng)用到 Redo 日志，這個(gè)工作就要等待第 6 步去干了。
第 6 步，收尾工作。
1 ~ 5 步循環(huán)結(jié)束之后，收尾工作就把 hash 表中剩下的 Redo 日志應(yīng)用到數(shù)據(jù)頁，這是崩潰過程中最后一次應(yīng)用 Redo 日志。
前面都沒有提到過存放 Redo 日志的 hash 表在哪里，能使用多大內(nèi)存，不知道你有沒有好奇過？
這個(gè) hash 表并不會(huì)單獨(dú)申請一大塊內(nèi)存，而是借用了 buffer pool 中的內(nèi)存。
因?yàn)樵诒罎⒒謴?fù)過程中，進(jìn)行到讀取 Redo 日志階段時(shí)，buffer pool 還沒有真正開始用，所以可以先借來給 hash 表用一下。
不過 hash 表并不能使用 buffer pool 的全部內(nèi)存，而是需要保留一部分內(nèi)存，用于應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁的過程中，加載數(shù)據(jù)頁到 buffer pool 中。
保留內(nèi)存大小為：buffer pool 實(shí)例數(shù)量 * 256 個(gè)數(shù)據(jù)頁?，buffer pool 中的剩余內(nèi)存，就是第 5 步提到的 max_memory，也就是 hash 表能夠使用的最大內(nèi)存。
（4）應(yīng)用 Redo 日志
前面介紹讀取 Redo 日志，為了流程的完整性，有 2 個(gè)步驟已經(jīng)涉及到應(yīng)用 Redo 日志了。這里要介紹的是應(yīng)用 Redo 日志的過程，會(huì)比上一小節(jié)深入一些。
讀取 Redo 日志階段，已經(jīng)把所有需要應(yīng)用的 Redo 日志都進(jìn)行過預(yù)處理，并拷貝到 hash 表了。
存放 Redo 日志的 hash 表是一個(gè)嵌套結(jié)構(gòu)：
- 第 1 層的 hash key 是表空間 ID，hash value 還是一個(gè) hash 表。
- 第 2 層的 hash key 是頁號，hash value 是個(gè) Redo 日志鏈表，鏈表中的每個(gè)元素就是一條需要應(yīng)用的 Redo 日志，按照產(chǎn)生的先后排序。
把每個(gè)數(shù)據(jù)頁的 Redo 日志匯總到一起再去應(yīng)用 Redo 日志，這樣做的好處是效率高。
在崩潰恢復(fù)過程中，每個(gè)數(shù)據(jù)頁只需要被加載到 buffer pool 中一次，一個(gè)數(shù)據(jù)頁的 Redo 日志能夠一次性應(yīng)用，干脆利落。
應(yīng)用 Redo 日志就是循環(huán)這個(gè)嵌套的 hash 表，把每一條 Redo 日志都應(yīng)用到數(shù)據(jù)頁中，主要流程如下：
第 1 步，從第 1 層 hash 表中取到表空間 ID 和這個(gè) undo 表空間下需要應(yīng)用的 Redo 日志組成的第 2 層 hash 表。
第 2 步，從第 2 層 hash 表中取到一個(gè)頁號和該數(shù)據(jù)頁中需要應(yīng)用的 Redo 日志鏈表。
第 3 步，判斷當(dāng)前循環(huán)的數(shù)據(jù)頁是不是已經(jīng)加載到 buffer pool 中了。
如果當(dāng)前頁沒有加載到 buffer pool 中，進(jìn)入第 4 步。
如果當(dāng)前頁已經(jīng)加載到 buffer pool 中，進(jìn)入第 5 步。
第 4 步，把不在 buffer pool 中的數(shù)據(jù)頁加載到 buffer pool 中。
加載數(shù)據(jù)頁到 buffer pool 中，是一個(gè)異步的批量操作，有可能會(huì)一次加載多個(gè)數(shù)據(jù)頁。
也就是說，把數(shù)據(jù)頁從表空間加載到 buffer pool 中會(huì)觸發(fā)預(yù)讀，提前把一批需要應(yīng)用 Redo 日志的數(shù)據(jù)頁一次性加載到 buffer pool 中。
預(yù)讀的數(shù)據(jù)頁，不是隨機(jī)讀取的，而是根據(jù)第 3 步判斷不在 buffer pool 中的數(shù)據(jù)頁的頁號（記為 page_no），計(jì)算出一個(gè)頁號范圍，把這個(gè)范圍內(nèi)需要應(yīng)用 Redo 日志的數(shù)據(jù)頁，全都加載到 buffer pool 中。
頁號范圍的起點(diǎn)：low_limit = page_no - page % 32，終點(diǎn)：low_limit + 32。
循環(huán) low_limit ~ low_limit + 32 范圍內(nèi)的頁號，只要碰到需要應(yīng)用 Redo 日志的數(shù)據(jù)頁，就先把頁號臨時(shí)存放到一個(gè)數(shù)組里。
循環(huán)結(jié)束后，把數(shù)組里的頁號對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁異步批量加載到 buffer pool 中。
從上面的邏輯可以看到，一次預(yù)讀最多只讀 32 個(gè)數(shù)據(jù)頁。
第 5 步，應(yīng)用 Redo 日志到數(shù)據(jù)頁。
根據(jù)第 1 步取到的表空間 ID和第 2 步取到的頁號，從 hash 表中獲取該數(shù)據(jù)頁需要應(yīng)用的 Redo 日志鏈表。
從數(shù)據(jù)頁的 File Header 中讀取 FILE_PAGE_LSN，循環(huán) Redo 日志鏈表中的每一條日志，判斷該日志的 start_lsn 是否大于等于 FILE_PAGE_LSN。
如果 start_lsn < FILE_PAGE_LSN，說明該 Redo 日志對應(yīng)的操作修改的數(shù)據(jù)頁，在 MySQL 崩潰之前就已經(jīng)刷盤，該 Redo 日志就不需要應(yīng)用到數(shù)據(jù)頁了。
如果 start_lsn >= FILE_PAGE_LSN，說明該 Redo 日志需要應(yīng)用到數(shù)據(jù)頁。
然后，根據(jù) Redo 日志類型，調(diào)用不同的方法解析 Redo 日志，直接修改 buffer pool 中的數(shù)據(jù)頁，對該數(shù)據(jù)頁應(yīng)用 Redo 日志的過程就完成了。
1 ~ 5 步是個(gè)循環(huán)過程，直到所有 undo 表空間的 Redo 日志都被應(yīng)用到數(shù)據(jù)頁，循環(huán)過程結(jié)束。
4、刪除 undo 表空間
MySQL 運(yùn)行過程中，如果有大事務(wù)往 undo 表空間中寫入大量 undo 日志，undo 表空間會(huì)變大。
在早期版本中，undo 表空間變大之后，就不能再縮回去了。
現(xiàn)在，如果系統(tǒng)變量 innodb_undo_log_truncate 設(shè)置為 on，當(dāng) undo 表空間增長到 innodb_max_undo_log_size 設(shè)置的大?。J(rèn)值為 1G）之后，InnoDB 會(huì)把這個(gè) undo 表空間截?cái)酁槌跏即笮。?6M）。
除了通過系統(tǒng)變量控制 undo 表空間自動(dòng)截?cái)嘀?，還可以用下面這個(gè) SQL 手動(dòng)觸發(fā)：
ALTER UNDO TABLESPACE tablespace_name
SET INACTIVE
不管自動(dòng)還是手動(dòng)，有可能 InnoDB 正在進(jìn)行 undo 表空間截?cái)嗖僮?，MySQL 就突然崩潰了，截?cái)啾砜臻g操作還沒有完成，那怎么辦？
等到下次啟動(dòng)的時(shí)候，InnoDB 需要把未完成的 undo 表空間截?cái)嗖僮骼^續(xù)完成。
InnoDB 怎么知道哪些 undo 表空間的截?cái)嗖僮鳑]有完成？
這就需要用到一個(gè)標(biāo)記文件了，InnoDB 對某個(gè) undo 表空間進(jìn)行截?cái)嗖僮髦?，?huì)創(chuàng)建一個(gè)對應(yīng)的標(biāo)記文件，文件名是這樣的：undo_表空間編號_trunc.log。
解釋一下表空間的兩個(gè)標(biāo)識：表空間編號是給咱們?nèi)祟惪吹?，表空間 ID 是 MySQL 內(nèi)部使用的，這兩者不一樣。
以 undo_001 表空間為例，表空間編號為 1?，InnoDB 對 undo_001 表空間進(jìn)行截?cái)嗖僮髦?，?huì)創(chuàng)建一個(gè) undo_1_trunc.log 文件，如下：
[csch@csch /usr/local/mysql_8_0_29/data] ls -l | grep undo
-rw-r----- 1 csch staff 16M 8 27 12:04 undo_001
-rw-r----- 1 csch staff 16M 8 27 12:04 undo_002
-rw-r--r-- 1 csch staff 16K 6 22 12:36 undo_1_trunc.log
崩潰恢復(fù)過程中，InnoDB 如果發(fā)現(xiàn)某個(gè)表空間存在對應(yīng)的 trunc.log 文件，說明這個(gè) undo 表空間在 MySQL 崩潰時(shí)正在進(jìn)行截?cái)嗖僮鳌?/p>
但是，只通過 trunc.log 文件存在這一個(gè)條件，并不能確定 undo 表空間截?cái)嗖僮鳑]有完成，還要進(jìn)一步判斷。
接著讀取 trunc.log 文件的內(nèi)容，把讀到的內(nèi)容轉(zhuǎn)換成數(shù)字，判斷這個(gè)數(shù)字是不是等于 76845412。
76845412 是什么？稍候介紹。
如果等于，說明在 MySQL 崩潰之前，undo 表空間截?cái)嗖僮饕呀?jīng)完成，只是 trunc.log 文件還沒來得及刪除。此時(shí)，直接刪除這個(gè)文件就可以了。
如果不等于，說明 MySQL 崩潰時(shí)，undo 表空間截?cái)嗖僮鬟€沒有完成，那就需要繼續(xù)完成。此時(shí)，直接刪除 undo 表空間文件。
被刪除的 undo 表空間要等到初始化事務(wù)子系統(tǒng)之后，才會(huì)重建，重建過程我們稍后介紹。
舉個(gè)例子：啟動(dòng)過程中發(fā)現(xiàn)了 undo_001 表空間對應(yīng)的 trunc.log 文件，并且文件中存儲的數(shù)字不是 76845412，那就直接刪除 undo_001 表空間。
刪除之后，就只有 undo_1_trunc.log 文件能證明 undo_001 表空間存在過了，就像下面這樣：
[csch@csch /usr/local/mysql_8_0_29/data] ls -l | grep undo
-rw-r----- 1 csch staff 16M 8 27 12:04 undo_002
-rw-r--r-- 1 csch staff 16K 6 22 12:36 undo_1_trunc.log
為什么這里不把 undo 表空間對應(yīng)的 trunc.log 文件一起刪除？
因?yàn)?undo 表空間要等到初始化事務(wù)子系統(tǒng)完成之后再重建，而 trunc.log 是 undo 表空間重建的憑證，所以，現(xiàn)在還不能刪除。
接下來我們再看看 trunc.log 文件的創(chuàng)建和寫入過程。
InnoDB 進(jìn)行 undo 表空間截?cái)嗖僮髦?，就?huì)創(chuàng)建 trunc.log 文件（大小為 innodb_page_size 字節(jié)），并把文件內(nèi)容的所有字節(jié)都初始化為 NULL，然后開始進(jìn)行 undo 表空間截?cái)嗖僮鳌?/p>
操作完成之后，會(huì)往 trunc.log 文件中寫入一個(gè)被稱為魔數(shù)的數(shù)字：76845412，用于標(biāo)識 undo 表空間截?cái)嗖僮饕呀?jīng)完成。
如果魔數(shù)成功寫入 trunc.log 文件，接下來會(huì)把 trunc.log 文件刪除，undo 表空間的截?cái)嗖僮骶徒Y(jié)束了。
5、初始化事務(wù)子系統(tǒng)
現(xiàn)在，我們來到了初始化事務(wù)子系統(tǒng)階段。
InnoDB 之所以把初始化事務(wù)子系統(tǒng)安排在刪除 undo 表空間之后，有可能是為了避免讀取要被刪除的 undo 表空間，能夠節(jié)省一點(diǎn)點(diǎn)時(shí)間。
刪除還沒有完成截?cái)嗖僮鞯?undo 表空間文件之后，剩下的 undo 表空間文件都需要讀取。
從 undo 表空間文件讀取未完成的事務(wù)，初始化事務(wù)子系統(tǒng)，主要過程如下：
初始化事務(wù)子系統(tǒng)還包含其它操作，不在本文介紹的范圍內(nèi)。
第 1 步，從內(nèi)存中的 undo 表空間對象數(shù)組中讀取 undo 表空間信息。
undo 表空間默認(rèn)為 2 個(gè)，最多可以有 127 個(gè)。
有了獨(dú)立 undo 表空間之后，位于系統(tǒng)表空間中的回滾段就已經(jīng)不再使用了，所以不需要從系統(tǒng)表空間的回滾段中讀取事務(wù)信息。
第 2 步，從 undo 表空間中頁號 = 3 的數(shù)據(jù)頁中讀取回滾段。
每個(gè) undo 表空間可以有 1 ~ 128 個(gè)回滾段，由系統(tǒng)變量 innodb_rollback_segments 控制，默認(rèn)值為 2.
第 3 步，從回滾段中讀取 undo slot。
回滾段的段頭頁中有 1024 個(gè) undo slot（4 字節(jié)），每個(gè) undo slot 對應(yīng)一個(gè) undo 段。
如果 undo slot 的值 等于 FIL_NULL，表示這個(gè) undo slot 沒有關(guān)聯(lián)到 undo 段，繼續(xù)執(zhí)行第 3 步，讀取下一個(gè) undo slot。
如果 undo slot 的值 不等于 FIL_NULL，表示這個(gè) undo slot 關(guān)聯(lián)了 undo 段，進(jìn)入第 4 步。
第 4 步，從 undo slot 對應(yīng)的 undo 段中讀取未完成事務(wù)的信息。
此時(shí)，undo slot 的值就是 undo 段的段頭頁的頁號，通過這個(gè)頁號可以讀取到 undo 段中的事務(wù)信息。
undo slot 關(guān)聯(lián)了 undo 段，說明數(shù)據(jù)庫崩潰時(shí)，undo 段中的事務(wù)還沒有完成，事務(wù)狀態(tài)可能是以下 3 種之一：
- TRX_STATE_ACTIVE，表示事務(wù)還沒有進(jìn)入提交階段。
- TRX_STATE_PREPARED，表示事務(wù)已經(jīng)提交了，但是只完成了二階段提交的 PREPARE 階段，還沒有完成 COMMIT 階段。
- TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY，表示事務(wù)已經(jīng)完成了二階段提交的 2 個(gè)階段，還剩一些收尾工作沒做，這種狀態(tài)的事務(wù)修改的數(shù)據(jù)已經(jīng)可以被其它事務(wù)看見了。
事務(wù)的收尾工作有哪些？清理已提交事務(wù)小節(jié)會(huì)介紹。
第 1 ~ 4 步是個(gè)循環(huán)的過程，直到讀完所有 undo 表空間中的事務(wù)信息結(jié)束。
6、重建 undo 表空間
對于存在 trunc.log 文件的 undo 表空間，因?yàn)橹?undo 表空間文件被刪除了，現(xiàn)在要開始著手重建 undo 表空間了，主要流程如下：
第 1 步，創(chuàng)建 trunc.log 文件，標(biāo)記 undo 表空間重建操作正在進(jìn)行中。
看到這里你可能會(huì)奇怪，undo 表空間對應(yīng)的 trunc.log 文件不是沒有刪除嗎？這里為什么又要?jiǎng)?chuàng)建一次？
別急，且往下看。
在創(chuàng)建 undo 表空間對應(yīng)的 trunc.log 文件之前，會(huì)先刪除之前舊的 trunc.log 文件，然后創(chuàng)建新的 trunc.log 文件。
新舊 trunc.log 文件名是一樣的，例如：對于 undo_001 表空間來說，新舊 trunc.log 文件名都是 undo_1_trunc.log。
?為什么要?jiǎng)h除舊的 trunc.log 文件再創(chuàng)建新的同名 trunc.log 文件呢？
因?yàn)橹亟? undo 表空間和新建 undo 表空間是同一套邏輯，而新建 undo 表空間之前，該表空間并不存在對應(yīng)的 trunc.log 文件。
為了保持統(tǒng)一的邏輯，所以會(huì)先刪除已經(jīng)存在的 trunc.log 文件。
第 2 步，創(chuàng)建 undo 表空間文件，初始大小為 16M，這個(gè)大小是硬編碼的。
第 3 步，初始化 undo 表空間，把表空間 ID、各種鏈表信息寫入表空間的 0 號頁中，然后分配一個(gè)新的數(shù)據(jù)頁，創(chuàng)建并初始化回滾段，回滾段數(shù)量由系統(tǒng)變量 innodb_rollback_segments 控制。
第 4 步，循環(huán) undo 表空間中的所有回滾段，把每個(gè)回滾段中的 1024 個(gè) undo slot 都初始化為 FIL_NULL。
第 5 步，標(biāo)記 undo 表空間重建操作已經(jīng)完成。
InnoDB 會(huì)先往 trunc.log 文件中寫入一個(gè)魔數(shù) 76845412，表示重建表空間操作已經(jīng)完成。
寫入魔數(shù)成功之后，再把 trunc.log 文件刪除，重建一個(gè) undo 表空間的過程就結(jié)束了。
如果有多個(gè) undo 表空間需要重建，對于每個(gè) undo 表空間都需要進(jìn)行 1 ~ 5 步的流程。
7、處理事務(wù)
在初始化事務(wù)子系統(tǒng)小節(jié)，我們介紹過，從 undo 表空間中讀取出來的事務(wù)有 3 種狀態(tài)：
- TRX_STATE_ACTIVE。
- TRX_STATE_PREPARED。
- TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY。
處理事務(wù)階段對這 3 種狀態(tài)會(huì)進(jìn)行不同的處理，請接著往下看。
（1）清理已提交事務(wù)
這里要清理的已提交事務(wù)，指的是狀態(tài)為 TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY 的事務(wù)，包含 DDL 和 DML 事務(wù)。
這種狀態(tài)的事務(wù)已經(jīng)完成二階段提交的 PREPARE 和 COMMIT 階段，是已經(jīng)提交成功的事務(wù)，只差最后一點(diǎn)點(diǎn)清理工作，它們修改的數(shù)據(jù)已經(jīng)能被其它事務(wù)看見了。
清理工作主要有幾點(diǎn)：
- 處理 insert undo 段。如果 insert undo 段能被緩存，undo 段會(huì)被加入 insert_undo_cached 鏈表尾部，以備重復(fù)使用；如果 insert undo 段不能被緩存，undo 段就會(huì)被釋放。
- 把事務(wù)從讀寫事務(wù)鏈表中刪除。
- 把事務(wù)狀態(tài)修改為TRX_STATE_NOT_STARTED。
（2）回滾未提交 DDL 事務(wù)
未提交事務(wù)指的是狀態(tài)為 TRX_STATE_ACTIVE 的事務(wù)，也就是活躍事務(wù)。
崩潰恢復(fù)過程中，這種狀態(tài)的事務(wù)是需要直接回滾的。
你可能會(huì)有個(gè)疑問，DDL 事務(wù)不是不能回滾嗎？
DDL 事務(wù)不能回滾，這只是針對 MySQL 用戶而言，MySQL 內(nèi)部并不會(huì)受到這個(gè)限制。
我們在使用 MySQL 的過程中，如果在一個(gè) DML 事務(wù)中間執(zhí)行了一條 DDL 語句，會(huì)觸發(fā)隱式提交，直接把 DML 事務(wù)提交了。
然后 DDL 會(huì)開啟一個(gè)新事務(wù)，這個(gè)新事務(wù)是自動(dòng)提交的，DDL 執(zhí)行完成之后，事務(wù)就直接提交了，我們是沒有機(jī)會(huì)對 DDL 事務(wù)進(jìn)行回滾操作的。
MySQL 沒給我們回滾 DDL 事務(wù)的機(jī)會(huì)，但是它自己有這個(gè)特權(quán)。
（3）回滾未提交 DML 事務(wù)
未提交的 DDL 事務(wù)和 DML 事務(wù)在源碼中是在不同時(shí)間觸發(fā)的，它的回滾過程和 DDL 事務(wù)一樣。
事務(wù)回滾的過程比較復(fù)雜，本文我們就不展開說了，后續(xù)會(huì)寫一篇文章專門介紹事務(wù)回滾的過程。
（4）處理 PREPARE 事務(wù)
PREPARE 事務(wù)指的是狀態(tài)為 TRX_STATE_PREPARED 的事務(wù)，這種狀態(tài)的事務(wù)比較特殊，在崩潰恢復(fù)過程中，既有可能被提交，也有可能被回滾。
PREPARE 事務(wù)提交還是回滾，取決于這個(gè)事務(wù)的 XID 是否已經(jīng)寫入到 binlog 日志文件中。
事務(wù) XID 是以 binlog event 的方式寫入 binlog 日志文件的，event 的名字是 XID_EVENT。
一個(gè)事務(wù)只會(huì)有一個(gè) XID，也就只會(huì)有一個(gè) XID_EVENT 了。
要知道事務(wù)的 XID_EVENT 是否已經(jīng)寫入到 binlog 日志文件，需要先讀取 binlog 日志文件。
從上面的介紹可以看到，處理 PREPARE 事務(wù)依賴于 binlog 日志文件，因此，這部分邏輯是在打開 binlog 日志文件的過程中實(shí)現(xiàn)的。
MySQL 在同一時(shí)刻只會(huì)往一個(gè) binlog 日志文件中寫入 binlog event，在崩潰那一刻，承載寫入 event 的文件是最后一個(gè) binlog 日志文件。
因此，崩潰恢復(fù)過程中，只需要掃描最后一個(gè) binlog 日志文件，找到其中所有的 XID_EVENT， 用于判斷 PREPARE 事務(wù)的 XID_EVENT 是否已經(jīng)寫入 binlog 日志文件。
如果 MySQL 上一次是正常關(guān)閉，啟動(dòng)過程中，不會(huì)存在沒有完成的事務(wù)，沒有 PREPARE 事務(wù)需要處理，也就不用掃描最后一個(gè) binlog 日志文件了。
MySQL 怎么知道上一次是不是正常關(guān)閉呢？
每個(gè) binlog 日志文件的第 1 個(gè) EVENT 都是 FORMAT_DESCRIPTION_EVENT，用于描述 binlog 日志文件格式信息，這個(gè) EVENT 中包含一個(gè)標(biāo)記 LOG_EVENT_BINLOG_IN_USE_F。
binlog 日志文件創(chuàng)建時(shí)，這個(gè)標(biāo)記位會(huì)被設(shè)置為 1，表示 binlog 日志文件正在被使用。
LOG_EVENT_BINLOG_IN_USE_F 標(biāo)記在 2 種情況下會(huì)被清除：
- 切換 binlog 日志文件時(shí)，舊 binlog 日志文件的LOG_EVENT_BINLOG_IN_USE_F 標(biāo)記會(huì)被清除。
- MySQL 正常關(guān)閉時(shí)，正在使用的 binlog 日志文件的LOG_EVENT_BINLOG_IN_USE_F 標(biāo)記會(huì)被清除。
如果 MySQL 突然崩潰，來不及把這個(gè)標(biāo)記設(shè)置為 0。
那么下次啟動(dòng)時(shí)，MySQL 讀取最后一個(gè) binlog 日志文件的 FORMAT_DESCRIPTION_EVENT 發(fā)現(xiàn) LOG_EVENT_BINLOG_IN_USE_F 標(biāo)記為 1，就會(huì)進(jìn)入處理 PREPARE 事務(wù)階段，主要流程如下：
第 1 步，掃描最后一個(gè) binlog 日志文件，讀取 EVENT，找到其中所有的 XID_EVENT，并把讀取到的事務(wù) XID 存放到一個(gè)集合中。
第 2 步，InnoDB 循環(huán)讀寫事務(wù)鏈表，每找到一個(gè) PREPARE 事務(wù)都存放到數(shù)組中，最后把數(shù)組返回給 server 層。
第 3 步，讀取 InnoDB 返回的 PREPARE 事務(wù)數(shù)組，判斷事務(wù) XID 是否在第 1 步的事務(wù) XID 集合中。
第 4 步，提交或回滾事務(wù)。
如果事務(wù) XID 在集合中，說明 MySQL 崩潰之前，事務(wù) XID_EVENT 就已經(jīng)寫入 binlog 日志文件了。
XID_EVENT 有可能已經(jīng)同步給從服務(wù)器，從服務(wù)器上可能已經(jīng)重放了這個(gè)事務(wù)。
這種情況下，為了保證主從數(shù)據(jù)的一致性，事務(wù)在主服務(wù)器上也需要提交。
如果事務(wù) XID 不在集合中，說明 MySQL 崩潰之前，事務(wù) XID_EVENT 沒有寫入 binlog 日志文件。
XID_EVENT 肯定也就沒有同步給從服務(wù)器了，同樣為了保證主從數(shù)據(jù)的一致性，事務(wù)在主服務(wù)器上也不能提交，而是需要回滾。
3 ~ 4 步是個(gè)循環(huán)過程，循環(huán)完 InnoDB 返回的 PREPARE 事務(wù)數(shù)組之后，處理 PREPARE 事務(wù)的過程結(jié)束，崩潰恢復(fù)主要流程也就完成了。
8、總結(jié)
MySQL 崩潰恢復(fù)過程的核心工作有 2 點(diǎn)：
- 對于 MySQL 崩潰之前還沒有刷新到磁盤的數(shù)據(jù)頁（也就是臟頁），用 Redo 日志把這些數(shù)據(jù)頁恢復(fù)到 MySQL 崩潰之前那一刻的狀態(tài)，這相當(dāng)于對臟頁進(jìn)行一次刷盤操作。在這之前，需要用兩次寫緩沖區(qū)中的頁把損壞的數(shù)據(jù)頁修復(fù)為正常狀態(tài)，然后才能在此基礎(chǔ)上用 Redo 日志恢復(fù)數(shù)據(jù)頁。
-
清理、提交、回滾還沒有完成的事務(wù)。
對于已完成二階段提交的 PREPARE、COMMIT 2 個(gè)階段的事務(wù)，做收尾工作。
對于活躍狀態(tài)的事務(wù)，直接回滾。
對于 PREPARE 狀態(tài)的事務(wù)，如果事務(wù) XID 已寫入 binlog 日志文件，提交事務(wù)，否則回滾事務(wù)。
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文章題目：MySQL崩潰恢復(fù)過程分析
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