前言

數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)與文件系統(tǒng)最大的區(qū)別在于數(shù)據(jù)庫能保證操作的原子性，一個操作要么不做要么都做，即使在數(shù)據(jù)庫宕機的情況下，也不會出現(xiàn)操作一半的情況，這個就需要數(shù)據(jù)庫的日志和一套完善的崩潰恢復(fù)機制來保證。本文仔細(xì)剖析了InnoDB的崩潰恢復(fù)流程，代碼基于5.6分支。

基礎(chǔ)知識

lsn: 可以理解為數(shù)據(jù)庫從創(chuàng)建以來產(chǎn)生的redo日志量，這個值越大，說明數(shù)據(jù)庫的更新越多，也可以理解為更新的時刻。此外，每個數(shù)據(jù)頁上也有一個lsn，表示最后被修改時的lsn，值越大表示越晚被修改。比如，數(shù)據(jù)頁A的lsn為100，數(shù)據(jù)頁B的lsn為200，checkpoint lsn為150，系統(tǒng)lsn為300，表示當(dāng)前系統(tǒng)已經(jīng)更新到300，小于150的數(shù)據(jù)頁已經(jīng)被刷到磁盤上，因此數(shù)據(jù)頁A的最新數(shù)據(jù)一定在磁盤上，而數(shù)據(jù)頁B則不一定，有可能還在內(nèi)存中。
redo日志: 現(xiàn)代數(shù)據(jù)庫都需要寫redo日志，例如修改一條數(shù)據(jù)，首先寫redo日志，然后再寫數(shù)據(jù)。在寫完redo日志后，就直接給客戶端返回成功。這樣雖然看過去多寫了一次盤，但是由于把對磁盤的隨機寫入(寫數(shù)據(jù))轉(zhuǎn)換成了順序的寫入(寫redo日志)，性能有很大幅度的提高。當(dāng)數(shù)據(jù)庫掛了之后，通過掃描redo日志，就能找出那些沒有刷盤的數(shù)據(jù)頁(在崩潰之前可能數(shù)據(jù)頁僅僅在內(nèi)存中修改了，但是還沒來得及寫盤)，保證數(shù)據(jù)不丟。
undo日志: 數(shù)據(jù)庫還提供類似撤銷的功能，當(dāng)你發(fā)現(xiàn)修改錯一些數(shù)據(jù)時，可以使用rollback指令回滾之前的操作。這個功能需要undo日志來支持。此外，現(xiàn)代的關(guān)系型數(shù)據(jù)庫為了提高并發(fā)(同一條記錄，不同線程的讀取不沖突，讀寫和寫讀不沖突，只有同時寫才沖突)，都實現(xiàn)了類似MVCC的機制，在InnoDB中，這個也依賴undo日志。為了實現(xiàn)統(tǒng)一的管理，與redo日志不同，undo日志在Buffer Pool中有對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁，與普通的數(shù)據(jù)頁一起管理，依據(jù)LRU規(guī)則也會被淘汰出內(nèi)存，后續(xù)再從磁盤讀取。與普通的數(shù)據(jù)頁一樣，對undo頁的修改，也需要先寫redo日志。
檢查點: 英文名為checkpoint。數(shù)據(jù)庫為了提高性能，數(shù)據(jù)頁在內(nèi)存修改后并不是每次都會刷到磁盤上。checkpoint之前的數(shù)據(jù)頁保證一定落盤了，這樣之前的日志就沒有用了(由于InnoDB redolog日志循環(huán)使用，這時這部分日志就可以被覆蓋)，checkpoint之后的數(shù)據(jù)頁有可能落盤，也有可能沒有落盤，所以checkpoint之后的日志在崩潰恢復(fù)的時候還是需要被使用的。InnoDB會依據(jù)臟頁的刷新情況，定期推進checkpoint，從而減少數(shù)據(jù)庫崩潰恢復(fù)的時間。檢查點的信息在第一個日志文件的頭部。
崩潰恢復(fù): 用戶修改了數(shù)據(jù)，并且收到了成功的消息，然而對數(shù)據(jù)庫來說，可能這個時候修改后的數(shù)據(jù)還沒有落盤，如果這時候數(shù)據(jù)庫掛了，重啟后，數(shù)據(jù)庫需要從日志中把這些修改后的數(shù)據(jù)給撈出來，重新寫入磁盤，保證用戶的數(shù)據(jù)不丟。這個從日志中撈數(shù)據(jù)的過程就是崩潰恢復(fù)的主要任務(wù)，也可以成為數(shù)據(jù)庫前滾。當(dāng)然，在崩潰恢復(fù)中還需要回滾沒有提交的事務(wù)，提交沒有提交成功的事務(wù)。由于回滾操作需要undo日志的支持，undo日志的完整性和可靠性需要redo日志來保證，所以崩潰恢復(fù)先做redo前滾，然后做undo回滾。

我們從源碼角度仔細(xì)剖析一下數(shù)據(jù)庫崩潰恢復(fù)過程。整個過程都在引擎初始化階段完成(innobase_init)，其中最主要的函數(shù)是innobase_start_or_create_for_mysql，innodb通過這個函數(shù)完成創(chuàng)建和初始化，包括崩潰恢復(fù)。首先來介紹一下數(shù)據(jù)庫的前滾。

redo日志前滾數(shù)據(jù)庫

前滾數(shù)據(jù)庫，主要分為兩階段，首先是日志掃描階段，掃描階段按照數(shù)據(jù)頁的space_id和page_no分發(fā)redo日志到hash_table中，保證同一個數(shù)據(jù)頁的日志被分發(fā)到同一個哈希桶中，且按照lsn大小從小到大排序。掃描完后，再遍歷整個哈希表，依次應(yīng)用每個數(shù)據(jù)頁的日志，應(yīng)用完后，在數(shù)據(jù)頁的狀態(tài)上至少恢復(fù)到了崩潰之前的狀態(tài)。我們來詳細(xì)分析一下代碼。
首先，打開所有的ibdata文件(open_or_create_data_files)(ibdata可以有多個)，每個ibdata文件有個flush_lsn在頭部，計算出這些文件中的max_flush_lsn和min_flush_lsn，因為ibdata也有可能有數(shù)據(jù)沒寫完整，需要恢復(fù)，后續(xù)(recv_recovery_from_checkpoint_start_func)通過比較checkpont_lsn和這兩個值來確定是否需要對ibdata前滾。
接著，打開系統(tǒng)表空間和日志表空間的所有文件(fil_open_log_and_system_tablespace_files)，防止出現(xiàn)文件句柄不足，清空buffer pool(buf_pool_invalidate)。接下來就進入最最核心的函數(shù):recv_recovery_from_checkpoint_start_func，注意，即使數(shù)據(jù)庫是正常關(guān)閉的，也會進入。
雖然recv_recovery_from_checkpoint_start_func看過去很冗長，但是很多代碼都是為了LOG_ARCHIVE特性而編寫的，真正數(shù)據(jù)崩潰恢復(fù)的代碼其實不多。
首先，初始化一些變量，查看srv_force_recovery這個變量，如果用戶設(shè)置跳過前滾階段，函數(shù)直接返回。
接著，初始化recv_sys結(jié)構(gòu)，分配hash_table的大小，同時初始化flush list rbtree。recv_sys結(jié)構(gòu)主要在崩潰恢復(fù)前滾階段使用。hash_table就是之前說的用來存不同數(shù)據(jù)頁日志的哈希表，哈希表的大小被初始化為buffer_size_in_bytes/512, 這個是哈希表最大的長度，超過就存不下了，幸運的是，需要恢復(fù)的數(shù)據(jù)頁的個數(shù)不會超過這個值，因為buffer poll最多(數(shù)據(jù)庫崩潰之前臟頁的上線)只能存放buffer_size_in_bytes/16KB個數(shù)據(jù)頁，即使考慮壓縮頁，最多也只有buffer_size_in_bytes/1KB個，此外關(guān)于這個哈希表內(nèi)存分配的大小，可以參考bug#53122。flush list rbtree這個主要是為了加入插入臟頁列表，InnoDB的flush list必須按照數(shù)據(jù)頁的最老修改lsn(oldest_modifcation)從小到大排序，在數(shù)據(jù)庫正常運行時，可以通過log_sys->mutex和log_sys->log_flush_order_mutex保證順序，在崩潰恢復(fù)則沒有這種保證，應(yīng)用數(shù)據(jù)的時候，是從第一個元素開始遍歷哈希表，不能保證數(shù)據(jù)頁按照最老修改lsn(oldest_modifcation)從小到大排序，這樣就需要線性遍歷flush_list來尋找插入位置，效率太低，因此引入紅黑樹，加快查找插入的位置。
接著，從ib_logfile0的頭中讀取checkpoint信息，主要包括checkpoint_lsn和checkpoint_no。由于InnoDB日志是循環(huán)使用的，且最少要有2個，所以ib_logfile0一定存在，把checkpoint信息存在里面很安全，不用擔(dān)心被刪除。checkpoint信息其實會寫在文件頭的兩個地方，兩個checkpoint域輪流寫。為什么要兩個地方輪流寫呢？假設(shè)只有一個checkpoint域，一直更新這個域，而checkpoint域有512字節(jié)(OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE)，如果剛好在寫這個512字節(jié)的時候，數(shù)據(jù)庫掛了，服務(wù)器也掛了(先不考慮硬件的原子寫特性，早期的硬件沒有這個特性)，這個512字節(jié)可能只寫了一半，導(dǎo)致整個checkpoint域不可用。這樣數(shù)據(jù)庫將無法做崩潰恢復(fù)，從而無法啟動。如果有兩個checkpoint域，那么即使一個寫壞了，還可以用另外一個嘗試恢復(fù)，雖然有可能這個時候日志已經(jīng)被覆蓋，但是至少提高了恢復(fù)成功的概率。兩個checkpoint域輪流寫，也能減少磁盤扇區(qū)故障帶來的影響。checkpoint_lsn之前的數(shù)據(jù)頁都已經(jīng)落盤，不需要前滾，之后的數(shù)據(jù)頁可能還沒落盤，需要重新恢復(fù)出來，即使已經(jīng)落盤也沒關(guān)系，因為redo日志時冪等的，應(yīng)用一次和應(yīng)用兩次都一樣(底層實現(xiàn): 如果數(shù)據(jù)頁上的lsn大于等于當(dāng)前redo日志的lsn，就不應(yīng)用，否則應(yīng)用。checkpoint_no可以理解為checkpoint域?qū)懕P的次數(shù)，每次刷盤遞增1，同時這個值取模2可以用來實現(xiàn)checkpoint_no域的輪流寫。正常邏輯下，選取checkpoint_no值大的作為最終的checkpoint信息，用來做后續(xù)崩潰恢復(fù)掃描的起始點。
接著，使用checkpoint域的信息初始化recv_sys結(jié)構(gòu)體的一些信息后，就進入日志解析的核心函數(shù)recv_group_scan_log_recs，這個函數(shù)后續(xù)我們再分析，主要作用就是解析redo日志，如果內(nèi)存不夠了，就直接調(diào)用應(yīng)用(recv_apply_hashed_log_recs)日志，然后再接著解析。如果需要應(yīng)用的日志很少，就僅僅解析分發(fā)日志，到recv_recovery_from_checkpoint_finish函數(shù)中在應(yīng)用日志。
接著，依據(jù)當(dāng)前刷盤的數(shù)據(jù)頁狀態(tài)做一次checkpoint，因為在recv_group_scan_log_recs里可能已經(jīng)應(yīng)用部分日志了。至此recv_recovery_from_checkpoint_start_func函數(shù)結(jié)束。
在recv_recovery_from_checkpoint_finish函數(shù)中，如果srv_force_recovery設(shè)置正確，就開始調(diào)用函數(shù)recv_apply_hashed_log_recs應(yīng)用日志，然后等待刷臟的線程退出(線程是崩潰恢復(fù)時臨時啟動的)，最后釋放recv_sys的相關(guān)資源以及hash_table占用的內(nèi)存。
至此，數(shù)據(jù)庫前滾結(jié)束。接下來，我們詳細(xì)分析一下redo日志解析函數(shù)以及redo日志應(yīng)用函數(shù)的實現(xiàn)細(xì)節(jié)。

redo日志解析函數(shù)

解析函數(shù)的最上層是recv_group_scan_log_recs，這個函數(shù)調(diào)用底層函數(shù)(log_group_read_log_seg)，按照RECV_SCAN_SIZE(64KB)大小分批讀取。讀取出來后，首先通過block_no和lsn之間的關(guān)系以及日志checksum判斷是否讀到了日志最后(所以可以看出，并沒一個標(biāo)記在日志頭標(biāo)記日志的有效位置，完全是按照上述兩個條件判斷是否到達了日志尾部)，如果讀到最后則返回(之前說了，即使數(shù)據(jù)庫是正常關(guān)閉的，也要走崩潰恢復(fù)邏輯，那么在這里就返回了，因為正常關(guān)閉的checkpoint值一定是指向日志最后)，否則則把日志去頭掐尾放到一個recv_sys->buf中，日志頭里面存了一些控制信息和checksum值，只是用來校驗和定位，在真正的應(yīng)用中沒有用。在放到recv_sys->buf之前，需要檢驗一下recv_sys->buf有沒有滿(RECV_PARSING_BUF_SIZE，2M)，滿了就報錯(如果上一批解析有不完整的日志，日志解析函數(shù)不會分發(fā)，而是把這些不完整的日志留在recv_sys->buf中，直到解析到完整的日志)。接下的事情就是從recv_sys->buf中解析日志(recv_parse_log_recs)。日志分兩種：single_rec和multi_rec，前者表示只對一個數(shù)據(jù)頁進行一種操作，后者表示對一個或者多個數(shù)據(jù)頁進行多種操作。日志中還包括對應(yīng)數(shù)據(jù)頁的space_id，page_no，操作的type以及操作的內(nèi)容(recv_parse_log_rec)。解析出相應(yīng)的日志后，按照space_id和page_no進行哈希(如果對應(yīng)的表空間在內(nèi)存中不存在，則表示表已經(jīng)被刪除了)，放到hash_table里面(日志真正存放的位置依然在buffer pool)即可，等待后續(xù)應(yīng)用。這里有幾個點值得注意：

  • 如果是multi_rec類型，則只有遇到MLOG_MULTI_REC_END這個標(biāo)記，日志才算完整，才會被分發(fā)到hash_table中。查看代碼，我們可以發(fā)現(xiàn)multi_rec類型的日志被解析了兩次，一次用來校驗完整性(尋找MLOG_MULTI_REC_END)，第二次才用來分發(fā)日志，感覺這是一個可以優(yōu)化的點。

  • 目前日志的操作type有50多種，每種操作后面的內(nèi)容都不一樣，所以長度也不一樣，目前日志的解析邏輯，需要依次解析出所有的內(nèi)容，然后確定長度，從而定位下一條日志的開始位置。這種方法效率略低，其實可以在每種操作的頭上加上一個字段，存儲后面內(nèi)容的長度，這樣就不需要解析太多的內(nèi)容，從而提高解析速度，進一步提高崩潰恢復(fù)速度，從結(jié)果看，可以提高一倍的速度(從38秒到14秒，詳情可以參見bug#82937)。

  • 如果發(fā)現(xiàn)checkpoint之后還有日志，說明數(shù)據(jù)庫之前沒有正常關(guān)閉，需要做崩潰恢復(fù)，因此需要做一些額外的操作(recv_init_crash_recovery)，比如在錯誤日志中打印我們常見的“Database was not shutdown normally!”和“Starting crash recovery.”，還要從double write buffer中檢查是否發(fā)生了數(shù)據(jù)頁半寫，如果有需要恢復(fù)(buf_dblwr_process)，還需要啟動一個線程用來刷新應(yīng)用日志產(chǎn)生的臟頁(因為這個時候buf_flush_page_cleaner_thread還沒有啟動)。最后還需要打開所有的表空間。。注意是所有的表。。。我們在阿里云RDS MySQL的運維中，常常發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)庫hang在了崩潰恢復(fù)階段，在錯誤日志中有類似“Reading tablespace information from the .ibd files...”字樣，這就表示數(shù)據(jù)庫正在打開所有的表，然后一看表的數(shù)量，發(fā)現(xiàn)有幾十甚至上百萬張表。。。數(shù)據(jù)庫之所以要打開所有的表，是因為在分發(fā)日志的時候，需要確定space_id對應(yīng)哪個ibd文件，通過打開所有的表，讀取space_id信息來確定，另外一個原因是方便double write buffer檢查半寫數(shù)據(jù)頁。針對這個表數(shù)量過多導(dǎo)致恢復(fù)過慢的問題，MySQL 5.7做了優(yōu)化，WL#7142， 主要思想就是在每次checkpoint后，在第一次修改某個表時，先寫一個新日志mlog_file_name(包括space_id和filename的映射)，來表示對這個表進行了操作，后續(xù)對這個表的操作就不用寫這個新日志了，當(dāng)需要崩潰恢復(fù)時候，多一次掃描，通過搜集mlog_file_name來確定哪些表被修改過，這樣就不需要打開所有的表來確定space_id了。

  • 最后一個值得注意的地方是內(nèi)存。之前說過，如果有太多的日志已經(jīng)被分發(fā)，占用了太多的內(nèi)存，日志解析函數(shù)會在適當(dāng)?shù)臅r候應(yīng)用日志，而不是等到最后才一起應(yīng)用。那么問題來了，使用了多大的內(nèi)存就會出發(fā)應(yīng)用日志邏輯。答案是：buffer_pool_size_in_bytes - 512 * buffer_pool_instance_num * 16KB。由于buffer_pool_instance_num一般不會太大，所以可以任務(wù)，buffer pool的大部分內(nèi)存都被用來存放日志。剩下的那些主要留給應(yīng)用日志時讀取的數(shù)據(jù)頁，因為目前來說日志應(yīng)用是單線程的，讀取一個日志，把所有日志應(yīng)用完，然后就可以刷回磁盤了，不需要太多的內(nèi)存。

redo日志應(yīng)用函數(shù)

應(yīng)用日志的上層函數(shù)為recv_apply_hashed_log_recs(應(yīng)用日志也可能在io_helper函數(shù)中進行)，主要作用就是遍歷hash_table，從磁盤讀取對每個數(shù)據(jù)頁，依次應(yīng)用哈希桶中的日志。應(yīng)用完所有的日志后，如果需要則把buffer_pool的頁面都刷盤，畢竟空間有限。有以下幾點值得注意：

  • 同一個數(shù)據(jù)頁的日志必須按照lsn從小到大應(yīng)用，否則數(shù)據(jù)會被覆蓋。只應(yīng)用redo日志lsn大于page_lsn的日志，只有這些日志需要重做，其余的忽略。應(yīng)用完日志后，把臟頁加入臟頁列表，由于臟頁列表是按照最老修改lsn(oldest_modification)來排序的，這里通過引入一顆紅黑樹來加速查找插入的位置，時間復(fù)雜度從之前的線性查找降為對數(shù)級別。

  • 當(dāng)需要某個數(shù)據(jù)頁的時候，如果發(fā)現(xiàn)其沒有在Buffer Pool中，則會查看這個數(shù)據(jù)頁周圍32個數(shù)據(jù)頁，是否也需要做恢復(fù)，如果需要則可以一起讀取出來，相當(dāng)于做了一次io合并，減少io操作(recv_read_in_area)。由于這個是異步讀取，所以最終應(yīng)用日志的活兒是由io_helper線程來做的(buf_page_io_complete)，此外，為了防止短時間發(fā)起太多的io，在代碼中加了流量控制的邏輯(buf_read_recv_pages)。如果發(fā)現(xiàn)某個數(shù)據(jù)頁在內(nèi)存中，則直接調(diào)用recv_recover_page應(yīng)用日志。由此我們可以看出，InnoDB應(yīng)用日志其實并不是單線程的來應(yīng)用日志的，除了崩潰恢復(fù)的主線程外，io_helper線程也會參與恢復(fù)。并發(fā)線程數(shù)取決于io_helper中讀取線程的個數(shù)。

執(zhí)行完了redo前滾數(shù)據(jù)庫，數(shù)據(jù)庫的所有數(shù)據(jù)頁已經(jīng)處于一致的狀態(tài)，undo回滾數(shù)據(jù)庫就可以安全的執(zhí)行了。數(shù)據(jù)庫崩潰的時候可能有一些沒有提交的事務(wù)或者已經(jīng)提交的事務(wù)，這個時候就需要決定是否提交。主要分為三步，首先是掃描undo日志，重新建立起undo日志鏈表，接著是，依據(jù)上一步建立起的鏈表，重建崩潰前的事務(wù)，即恢復(fù)當(dāng)時事務(wù)的狀態(tài)。最后，就是依據(jù)事務(wù)的不同狀態(tài)，進行回滾或者提交。

undo日志回滾數(shù)據(jù)庫

在recv_recovery_from_checkpoint_start_func之后，recv_recovery_from_checkpoint_finish之前，調(diào)用了trx_sys_init_at_db_start，這個函數(shù)做了上述三步中的前兩步。
第一步在函數(shù)trx_rseg_array_init中處理，遍歷整個undo日志空間(最多TRX_SYS_N_RSEGS(128)個segment)，如果發(fā)現(xiàn)某個undo segment非空，就進行初始化(trx_rseg_create_instance)。整個每個undo segment，如果發(fā)現(xiàn)undo slot非空(最多TRX_RSEG_N_SLOTS(1024)個slot)，也就行初始化(trx_undo_lists_init)。在初始化undo slot后，就把不同類型的undo日志放到不同鏈表中(trx_undo_mem_create_at_db_start)。undo日志主要分為兩種：TRX_UNDO_INSERT和TRX_UNDO_UPDATE。前者主要是提供給insert操作用的，后者是給update和delete操作使用。之前說過，undo日志有兩種作用，事務(wù)回滾時候用和MVCC快照讀取時候用。由于insert的數(shù)據(jù)不需要提供給其他線程用，所以只要事務(wù)提交，就可以刪除TRX_UNDO_INSERT類型的undo日志。TRX_UNDO_UPDATE在事務(wù)提交后還不能刪除，需要保證沒有快照使用它的時候，才能通過后臺的purge線程清理。
第二步在函數(shù)trx_lists_init_at_db_start中進行，由于第一步中，已經(jīng)在內(nèi)存中建立起了undo_insert_list和undo_update_list(鏈表每個undo segment獨立)，所以這一步只需要遍歷所有鏈表，重建起事務(wù)的狀態(tài)(trx_resurrect_insert和trx_resurrect_update)。簡單的說，如果undo日志的狀態(tài)是TRX_UNDO_ACTIVE，則事務(wù)的狀態(tài)為TRX_ACTIVE，如果undo日志的狀態(tài)是TRX_UNDO_PREPARED，則事務(wù)的狀態(tài)為TRX_PREPARED。這里還要考慮變量srv_force_recovery的設(shè)置，如果這個變量值為非0，所有的事務(wù)都會回滾(即事務(wù)被設(shè)置為TRX_ACTIVE)，即使事務(wù)的狀態(tài)應(yīng)該為TRX_STATE_PREPARED。重建起事務(wù)后，按照事務(wù)id加入到trx_sys->trx_list鏈表中。最后，在函數(shù)trx_sys_init_at_db_start中，會統(tǒng)計所有需要回滾的事務(wù)(事務(wù)狀態(tài)為TRX_ACTIVE)一共需要回滾多少行數(shù)據(jù)，輸出到錯誤日志中，類似：5 transaction(s) which must be rolled back or cleaned up。InnoDB: in total 342232 row operations to undo的字樣。
第三步的操作在兩個地方被調(diào)用。一個是在recv_recovery_from_checkpoint_finish的最后，另外一個是在recv_recovery_rollback_active中。前者主要是回滾對數(shù)據(jù)字典的操作，也就是回滾DDL語句的操作，后者是回滾DML語句。前者是在數(shù)據(jù)庫可提供服務(wù)之前必須完成，后者則可以在數(shù)據(jù)庫提供服務(wù)(也即是崩潰恢復(fù)結(jié)束)之后繼續(xù)進行(通過新開一個后臺線程trx_rollback_or_clean_all_recovered來處理)。因為InnoDB認(rèn)為數(shù)據(jù)字典是最重要的，必須要回滾到一致的狀態(tài)才行，而用戶表的數(shù)據(jù)可以稍微慢一點，對外提供服務(wù)后，慢慢恢復(fù)即可。因此我們常常在會發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)庫已經(jīng)啟動起來了，然后錯誤日志中還在不斷的打印回滾事務(wù)的信息。事務(wù)回滾的核心函數(shù)是trx_rollback_or_clean_recovered，邏輯很簡單，只需要遍歷trx_sys->trx_list，按照事務(wù)不同的狀態(tài)回滾或者提交即可(trx_rollback_resurrected)。這里要注意的是，如果事務(wù)是TRX_STATE_PREPARED狀態(tài)，那么在InnoDB層，不做處理，需要在Server層依據(jù)binlog的情況來決定是否回滾事務(wù)，如果binlog已經(jīng)寫了，事務(wù)就提交，因為binlog寫了就可能被傳到備庫，如果主庫回滾會導(dǎo)致主備數(shù)據(jù)不一致，如果binlog沒有寫，就回滾事務(wù)。

崩潰恢復(fù)相關(guān)參數(shù)解析

innodb_fast_shutdown: 
innodb_fast_shutdown = 0。這個表示在MySQL關(guān)閉的時候，執(zhí)行slow shutdown，不但包括日志的刷盤，數(shù)據(jù)頁的刷盤，還包括數(shù)據(jù)的清理(purge)，ibuf的合并，buffer pool dump以及l(fā)azy table drop操作(如果表上有未完成的操作，即使執(zhí)行了drop table且返回成功了，表也不一定立刻被刪除)。
innodb_fast_shutdown = 1。這個是默認(rèn)值，表示在MySQL關(guān)閉的時候，僅僅把日志和數(shù)據(jù)刷盤。
innodb_fast_shutdown = 2。這個表示關(guān)閉的時候，僅僅日志刷盤，其他什么都不做，就好像MySQL crash了一樣。
這個參數(shù)值越大，MySQL關(guān)閉的速度越快，但是啟動速度越慢，相當(dāng)于把關(guān)閉時候需要做的工作挪到了崩潰恢復(fù)上。另外，如果MySQL要升級，建議使用第一種方式進行一次干凈的shutdown。

innodb_force_recovery: 
這個參數(shù)主要用來控制InnoDB啟動時候做哪些工作，數(shù)值越大，做的工作越少，啟動也更加容易，但是數(shù)據(jù)不一致的風(fēng)險也越大。當(dāng)MySQL因為某些不可控的原因不能啟動時，可以設(shè)置這個參數(shù)，從1開始逐步遞增，知道MySQL啟動，然后使用SELECT INTO OUTFILE把數(shù)據(jù)導(dǎo)出，盡最大的努力減少數(shù)據(jù)丟失。
innodb_force_recovery = 0。這個是默認(rèn)的參數(shù)，啟動

http://www.cnblogs.com/coderyuhui/p/7191413.html