关系数据库是如何工作的（8）

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原创最新推荐文章于 2026-06-23 10:00:00 发布 388 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

8、关系数据库基础入门本文详细介绍了关系数据库的基础知识，包括关系数据库的基本概念和不同视角下的理解方式。内容涵盖了表、行、列、键、索引、约束等核心概念，以及数据库的常用操作、设计原则和性能优化方法。通过学习，读者可以掌握关系数据库的核心理论和实际应用技巧，为设计和管理高效稳定的数据库系统打下坚实基础。阅读详情

日志管理器

我们已经认识到，为了提高性能，数据库将数据存储在内存缓冲区中。但是，如果在事务提交时，服务器崩溃，你就会丢失所有内存中的数据，这将导致事务持久性问题。

你可以将所有数据写入磁盘，但是，如果服务器崩溃，你可能只写入一半数据，这会导致事务的原子性问题。

事务所做的任何修改写入必须要全部撤销或全部写入。

为解决这一问题，有两种解决方案：

影子拷贝/页 ：每一个事务创建自己的数据库拷贝（或者是数据库的一部分），在这个拷贝上面工作。如果发生了错误，移除该拷贝；如果成功，数据库立刻将数据通过文件系统技巧从拷贝切换，并移除“旧的”数据。
事务日志 ：事务日志是一段存储空间。在每个写入磁盘操作之前，数据库将信息写入事务日志，以便在事务崩溃/撤销时，数据库能够知道如何移除（或完成）未完成的事务。

WAL

当大型数据库需要很多事务时，影子拷贝/页会占用大量磁盘空间。这就是现代数据库使用 事务日志 的原因。事务日志必须存储在 稳定的存储 中。我不会深入介绍存储技术，只简单提一句，使用（至少）RAID 磁盘阵列能够有效防止磁盘失败。

很多数据库（包括 Oracle、 SQL Server 、 DB2 、 PostgreSQL 、MySQL 和 SQLite ）使用 预写式日志（Write-Ahead Logging protocol，WAL） 。WAL 包括三个规则：

1) 数据库每一条修改都要产生一条日志记录， 这个日志记录必须在数据写入磁盘之前先写入事务日志
2) 日志记录必须按照顺序写入：如果日志记录 A 发生在日志记录 B 之前，那么 A 必须在 B 之前写入
3) 当事务提交时，直到事务成功结束，提交顺序必须写入事务日志

这个工作是由日志管理器完成的。简单来说，日志管理器就是，在缓存管理器和数据访问管理器（数据访问管理器将数据写入磁盘）之间，在数据写入磁盘之前，将每一个更新/删除/创建/提交/回滚写入事务日志。很简单，是不是？

不对！ 经过这么多的学习，你应该知道，关于数据库的一切都可能引起“数据库效应”。严肃地说，日志管理器的问题是，找到一种既能写入日志，又能保持好性能的方式。如果写入事务日志太慢，它就会拖慢所有事情。

ARIES

1992 年，IBM 的研究者“发明了”一种改进版本的 WAL，称为 ARIES。ARIES 多多少少被大多数现代数据库使用。具体逻辑可能不一样，但是 ARIES 背后的概念已经被广泛使用。我给发明这个词加了引号，是因为根据 MIT 课程，IBM 研究者“什么都没干，只是写了篇事务恢复的最佳实践”。因为 ARIES 论文发表的时候，我只有 5 岁，我不关心那些尖酸刻薄的研究者们的流言蜚语。事实上，我之所以在这里写出来这个，主要是为了在我们开始最后一个技术部分之前稍微休息一下。我阅读了大量关于 ARIES 的研究论文，发现它的确很有趣！在这部分我只介绍 ARIES 的大概，但是如果你想学习点真正的知识的话，我强烈推荐你去阅读这些论文。

ARIES 是 A lgorithms for R ecovery and I solation E xploiting S emantics（利用语义的恢复和隔离算法）的缩写。

这项技术的目的有两个：

1) 获得 写日志的良好性能
2) 获得快速 可靠的恢复

数据库之所以要回滚事务，其原因是多方面的：

因为用户取消了事务
因为服务器或网络失败
因为事务打破了数据库完整性（例如，你有一个带有 UNIQUE 约束的列，而事务视图插入重复值）
因为死锁

有时（比如网络失败）数据库能够从事务恢复。

这是怎么做到的？为回答这个问题，我们需要理解存储在日志记录中的信息。

日志

每一个 事务中的操作（增加/删除/修改）都会产生一条日志 。这个日志记录包括：

LSN ： L og S equence N umber（日志顺序数）。LSN 按照顺序以此给出*。这意味着如果一个操作 A 发生在操作 B 之前，那么日志 A 的 LSN 就会比日志 B 的 LSN 小。
TransID ：产生操作的事务 ID。
PageID ：被修改的数据在磁盘的位置。磁盘上数据的最小值是页，因此数据的位置也就是包含了数据的页的位置。
PrevLSN ：同一事务产生的前一个日志记录的链接。
UNDO ：移除该操作影响的方法。例如，如果操作是更新，UNDO 会保存元素被更新之前的值/状态（物理 UNDO）或者回到之前状态的撤销操作（逻辑 UNDO）**。
REDO ：重现操作的方法。类似地，有两种方法保存 REDO：保存操作之后元素的值/状态或者可以重复执行的操作本身。
…：（顺便说一句，ARIES 日志还有另外两个字段：UndoNxtLSN 和 Type）。

另外，磁盘上每一个页（保存数据的页，不是保存日志的页）都保存有最后修改数据的那个操作的日志记录 ID（LSN）。

*这种给出 LSN 的方式更复杂一些，因为它与保存日志的方式相关。但思路是一致的。

**ARIES 只使用逻辑 UNDO，因为物理 UNDO 会有很大的消耗。

注意：就我所知，只有 PostgreSQL 没有使用 UNDO，而是使用了一个垃圾回收守护进程来移除旧的数据。这与 PostgreSQL 使用的数据版本实现相关。

为了更好理解，下面是日志记录的简单的图形化例子。这个日志记录来自于查询 “UPDATE FROM PERSON SET AGE = 18;”。假设该查询在事务 18 中执行。

每个日志都有唯一的 LSN。同一事务的日志被链接到一起。日志是顺序相连的（链表中的最后一个日志对应着最后一个操作）。

日志缓冲

为避免写入日志带来的主要瓶颈，数据库会使用 日志缓冲 。

当查询执行器请求修改时：

1) 缓存管理器在其缓冲区保存修改
2) 日志管理器在其缓冲区保存相关日志
3) 在这一步，查询执行器认为操作已经完成（因此开始请求另外的修改）
4) 然后（之后），日志管理器在事务日志写入日志。何时写入日志是由算法决定的。
5) 然后（之后），缓存管理器将修改写入磁盘。何时写入数据是由算法决定的。

事务提交，意味着事务中的每一个操作，上述 1，2，3，4，5 步已经完成。写入事务日志是很快的，因为这仅仅是“在事务日志某个地方加入一条记录”；但是，将数据写入磁盘就复杂得多，因为“需要按照能够快速读取的方式写入数据”。

STEAL 和 FORCE 策略

由于性能原因， 第 5 步可能会在事务提交之后完成 ，因为如果万一崩溃，还有机会按照 REDO 日志。这被称为 NO-FORCE 策略 。

数据库也可以选择 FORCE 策略（也就是说，第 5 步必须在提交之前完成）降低恢复期间的工作负载。

另一个问题是， 数据是一步一步写入磁盘的（STEAL 策略） 还是缓冲管理器需要等待提交命令，一次性写入（ NO-STEAL 策略） 。STEAL 和 NO-STEAL 的选择取决于你想要什么：使用 UNDO 日志快速写入很长的恢复，还是快速恢复？

下面是恢复策略的影响总结：

STEAL/NO-FORCE 需要 UNDO 和 REDO ： 最高性能 ，但是更复杂的日志和恢复过程（例如 ARIES）。 这是大多数数据库的选择 。注意，我通过很多研究论文和课程了解到这个事实，但是我没有在官方文档找到（显式的）证据。
STEAL/ FORCE 只需要 UNDO。
NO-STEAL/NO-FORCE 只需要 REDO。
NO-STEAL/FORCE 不需要任何东西： 最坏性能 ，需要大量冗余。

恢复

好了，现在我们有了漂亮的日志，用用它们吧！

假设我们新来的临时工把数据库搞垮了（规则 No 1：总是临时工的错）。你重启数据库，开始恢复进程。

ARIES 从崩溃中恢复需要三个阶段：

1) 分析阶段 ：恢复进程读取完整的事务日志*，重建时间线，找出崩溃期间发生了什么，决定回滚哪个事务（所有没有提交命令的事务都要被回滚），哪些数据需要在崩溃时写入磁盘。
2) 重做阶段 ：这一阶段开始于分析决定的一条日志记录，使用 REDO 更新数据库，使其回到崩溃开始之前的状态。在重做期间，REDO 日志按照顺序处理（使用 LSN）。对于每一条日志，恢复进程读取包含有需要修改的数据的磁盘上的页的 LSN。如果 LSN(page_on_disk) >= LSN(log_record)，意味着崩溃之前数据已经写入磁盘（但是值被日志之后、崩溃之前的操作覆盖掉了），什么都不做。如果 LSN(page_on_disk) < LSN(log_record)，那么更新磁盘上的页。对于那些准备回滚的事务也需要进行重做，因为这会简化恢复进程（但是我肯定现代数据库不会这么干）。
3) 撤销阶段 ：这一阶段回滚所有在崩溃时未完成的事务。回滚开始于每一个事务的最后一个日志，按照倒序执行 UNDO 日志（使用日志记录的 PrevLSN）。

在恢复期间，事务日志必须警惕恢复管理器执行的动作，以便保证写入磁盘的数据与事务日志中的是完全同步的。一个解决方案是，删除已经撤销完成事务日志记录，但这很困难。ARIES 则是在事务日志中写入补偿日志，删除那些逻辑删除的日志记录。

当事务“手动”取消或者由锁管理器取消（终止死锁）或仅仅是由于网络失败，分析阶段是不需要的。REDO 和 UNDO 所需信息保存在两个内存中的表：