第14章_MySQL事务日志

事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那么事务的四种特性到底是基于什么机制实现呢？
·事务的隔离性由锁机制实现。
·而事务的原子性、一致性和持久性由事务的redo日志和undo日志来保证。
1.REDOLOG称为重做日志，提供再写入操作，恢复提交事务修改的页操作，用来保证事务的持久性。
2.UNDOLOG称为回滚日志，回滚行记录到某个特定版本，用来保证事务的原子性、一致性。

有的DBA或许会认为UNDO是REDO的逆过程，其实不然。REDO和UNDO都可以视为是一种恢复操作，但是：
1.redolog：是存储引擎层(innodb)生成的日志，记录的是"物理级别"上的页修改操作，比如页号xxx、偏移量yy写入了'zzz数据。主要为了保证数据的可靠性；
2.undolog：是存储引擎层（innodb)生成的日志，记录的是逻辑操作日志，比如对某一行数据进行了INSERT语句操作，那么undolog就记录一条与之相反的DELETE操作。主要用于事务的回滚（undolog记录的是每个修改操作的逆操作）和一致性非锁定读（undo log回滚行记录到某种特定的版本---MVCC，即多版本并发控制)。

从内存到磁盘，经过1s完成操作，假如宕机了，数据日志从内存中写入redo里面，重启服务器后就从redo里面完成数据的恢复，

1.redo日志

InnoDB存储引擎是以页为单位来管理存储空间的。在真正访问页面之前，需要把在磁盘上的页缓存到内存中的BufferPool之后才可以访问。所有的变更都必须先更新缓冲池中的数据，然后缓冲池中的脏页会以一定的频率被刷入磁盘（checkPoint机制），通过缓冲池来优化CPU和磁盘之间的鸿沟，这样就可以保证整体的性能不会下降太快。

1.1为什么需要REDO日志

一方面，缓冲池可以帮助我们消除CPU和磁盘之间的鸿沟，checkpoint机制可以保证数据的最终落盘，然而由于checkpoint并不是每次变更的时候就触发的，而是master线程隔一段时间去处理的。所以最坏的情况就是事务提交后，刚写完缓冲池，数据库岩机了，那么这段数据就是丢失的，无法恢复。

1. 修改量与刷新磁盘工作量严重不成比例
有时候我们仅仅修改了某个页面中的一个字节，但是我们知道在lnnoDB中是以页为单位来进行磁盘iO的，也就是说我们在该事务提交时不得不将一个完整的页面从内存中刷新到磁盘，我们又知道一个页面默认是16KB大小，只修改一个字节就要刷新16KB的数据到磁盘上显然是太小题大做了。

2.随机IO刷新较慢
一个事务可能包含很多语句，即使是一条语句也可能修改许多页面，假如该事务修改的这些页面可能并不相邻，这就意味着在将某个事务修改的BufferPool中的页面刷新到磁盘时，需要进行很多的随机I0，随机io比顺序io要慢，尤其对于传统的机械硬盘来说。
另一个解决的思路：我们只是想让已经提交了的事务对数据库中数据所做的修改永久生效，即使后来系统崩溃，在重启后也能把这种修改恢复出来。所以我们其实没有必要在每次事务提交时就把该事务在内存中修改过的全部页面刷新到磁盘，只需要把修改了哪些东西记录一下就好。比如，某个事务将系统表空间中第10号页面中偏移量为100处的那个字节的值1改成2。我们只需要记录一下：将第0号表空间的10号页面的偏移量为100处的值更新为2。

InnoDB引引擎的事务采用了WAL技术（Write-AheadLogging），这种技术的思想就是先写日志，再写磁盘，只有日志写入成功，才算事务提交成功，这里的日志就是redo log。当发生岩机且数据未刷到磁盘的时候，可以通过redolog来恢复，保证ACID中的D，这就是redo log的作用。

00:03
原文：
不是说了咱们还换成红色的，刚才不是说了说这个是内存中的，这个是磁盘咱们需要保证他们尽可能一致的，你就别一定的频率或者一次是不是我们数据修改了，是不是马上我就去就实时的这样的去做修改，就像我们说类似于我们事务中执行的SQL语句，其实执行SQL语句就是跟我们内存中的是吧？然后更新也马上去更新这块，再来一条数据，一更新内存容易改也马上去改，是不是这样的话我们尽可能的去保证这个叫持久性的，比如这块你提交了这块相当于结束了，我们这边也马上相当于是给它确定的给它保存下来，就成这样一个特征了，对吧？这样行不行？

00:31
原文：
那可以。但是这里边会有问题，什么问题他提到了修改量与刷新磁盘的工作量的严重不成比例，这种情况可能存在你比如说我们把这个数据，假设咱们只想改某一个表当中某一条记录中的某一个字段做一个极其微小的改变，可能只影响到一个字节。但是我们前面讲过这个数据从磁盘读到内存中都是以页为单位的，即使你只改这一个数据，咱们也需要把这个页是不是加载到内存中，我就这样放弃这一。

00:53
原文：
好的，然后你通过一个事务当中的一个update的语句，只改了页当中的一个字节，然后由于刚才我们说来说内存中只要一改是不是此分钟要改，接下来的话你是不是要把这一页的数据完整的默认咱们说是16KB了，所以要都刷新到我们磁盘上。

01:05
原文：
你想想这个成本是极高的，我们只改了一个字节，但是我们这边就需要有16KB数据的一个刷盘的操作，一方面原来是一个字节，现在是16KB，有一个数量大小上的对比，另外的话我们这时候可是做了一个不同的介质上的修改是吧？这个会更慢一些，这个很崩溃，成本就是差距太大了。再者的话就是我们可能写一个update的语句的时候，这是一个具体事务当中的我们一个update，比如我们想修改一下员工表当中工资是5000的，员工把他们公司都改成是6000块钱，那么5000的员工他在表中就有可能是不是在不同的页中去存储的，那么你都加载到内存中去，做了修改之后咱们接着去刷新到磁盘，中的时候这一页可能不是连续的，那就意味着是随机IO，我们都得需要找到一个的页，这个随机写入本身成本也很高，对吧？

01:43
原文：
这样两个原因，导致我们实际上没有这样去选择，成本实在是太高了。行，我们应该怎么去做，或者我们想怎么做会更好？这里边其实就提到了我们叫redo这样的情况，咱们想实现的事其实挺简单的，什么事咱们只不过希望什么当我们事务提交以后，你内存中肯定是改了，咱们希望你内存中改了以后，磁盘中也一定确定了得整改，我们说不想着说实时的去这样更新了怎么办？我们就说把你内存中修改的事，咱们先给你保存到一个文件里边，这个文件其实就是一个日志了，那么这个日志根据它的作用我们就起了名，它的名字就叫做redo日志，就相当于把内存中修改，我们就直接进入到日志文件里，注意这是一个物理磁盘上真实存在的文件。

02:21
原文：
那么当我们后边你不是一秒钟刷盘一次刷盘一次这都正常，这都没事是吧？你这块在这个刷盘之前你的内存中的，数据我们都是往这块先记录，一旦来说你一秒钟的数据，我们这个服务器的宕机了，这一秒钟的数据怎么办？

02:32
原文：
服务器重启以后，由于人家已经提交了事务了，内存中改了，然后我们这个是不是日志文件也记录了，磁盘还没改，我们在启动以后是不是把redo日志的数据来重新来做一个恢复，对我们磁盘中做一个修改，这不就保证了你之前的 commit的数据在磁盘中体现出来修改了，保证了这个叫持久性。

02:48
原文：
这就是我们redo它的一个作用，我们这仍然可以考虑，比如说一秒来去做一个刷盘的操作，我们就可以不变，那么这个弊端咱们就也没有呈现出来是吧？ Ok。行，这咱们说redo日志的一个作用，这里边我们提到这个技术叫WAL技术叫Write-Ahead Logging， loading叫什么？

03:03
原文：
叫日志优先写是吧？还有优先写或者叫优先写日志的一个技术，相当于我们对内存中的一个数据你做了更改之后，先不要想着去刷新到我们磁盘的文件中，先把它保存在这个日志中，然后你再考虑我们后续需要刷盘的时候，或者需要恢复的时候再去使用。

03:18
原文：
我们后续使用日志的情况，就一定要先把这个事往日志放，因为这个速度其实是比较快的，速度是比较快的，下边这些自然而然就提到我们选择这种方式的优点是什么是吧？比如说好处什么特点什么，第一个说它降低了我们刷盘的频率，就相当于我们一开始简单粗暴的方式来讲的话，你实时刷我们这是不是还可以维持一秒钟一刷，这个是不是要更好一些对吧？其他的话说redo它占用的空间还比较小，这也算是个优点。

03:39
原文：
虽然说我们的内存中的，数据先把它保存在 redo log当中，说磁盘空间是不是占用会比较大，这块想说的是它占用空间很小，这也是它的优点优点，好，那么它的特点是什么？就是redo日志它是顺序写入磁盘的，我们把这个事务当中你执行的每一个语句产生的具体的操作，我们是按照这个顺序记录在我们redo日志当中的，它其实也是对应的磁盘文件了，它就相当于是顺序写出一个磁盘文件顺序的IO比随机IO它要快一些。

04:03
原文：
其次的话这里边提到说事务它执行过程redo log它是不断记录的，这是它的一个特点，就那么这个特点相较于我们后面要讲的叫binlog它是有区别的。 binlog咱们先泛泛说一下，咱们前面提到过这个叫主动复制，讲到我们数据库整个调的时候，如果你单台主机性能达到极限了，我们是不是可以使用相当于多台这个服务器是吧？我们可以比如说简单来讲就一当主机一台当从机，然后主机来负责写的操作，然后从机来负责读的操作，这时候你肯定要保证主从，数据的一致性，对吧？

04:28
原文：
你这里边写出一个数据之后，这图表中是不是应该有这个数据？这是我们怎么保证，我们就提到了叫做binlog，后面我们讲了这样一个认识binlog还是二进制的日志，那么这个什么意思？就是我们主机当中，比如你写一条记录，我们就在binlog里面去做一个记录。然后的话我们现在从binlog日志当中把这个数据恢复过来现在你也加了一就这样的情况，好，大家会发现说redo log怎么感觉跟 binlog好像作用一样的，是吧？有点像这块做了什么事，我们这边都记录一下，redo log为了便于我们去做事务的一个持久化，你做什么了是不是我们也记录一下，大家注意他们二者还是有区别的，首先是不同的日志没有用一套日志去做，其次的话我们说 redo log它是在存储引擎层产生的，而binlog是在数据层。

1.2 REDO日志的好处、特点

1.好处
·redo日志降低了刷盘频率
·redo日志占用的空间非常小
存储表空间ID、页号、偏移量以及需要更新的值，所需的存储空间是很小的，刷盘快。

2.特点

·redo日志是顺序写入磁盘的
在执行事务的过程中，每执行一条语句，就可能产生若干条redo日志，这些日志是按照产生的顺序写入磁盘的，也就是使用顺序io，效率比随机io快。
·事务执行过程中，redolog不断记录
redolog跟bin log的区别，redolog是存储引擎层产生的，而binlog是数据库层产生的。假设一个事务，对表做10万行的记录插入，在这个过程中，一直不断的往redolog/顺序记录，而binlog不会记录，直到这个事务提交，才会一次写入到binlog文件中。

1.3 redo 的组成

参数设置：innodb_log_buffer_size：
redo log buffer大小，默认16M，最大值是4096M，最小值为1M。
mysql> show variables like '%innodb_log_buffer_size%';

| Variable_name|Value|
|innodb_log_buffer_size | 16777216 |

重做日志文件（redologfile），保存在硬盘中，是持久的。
REDo日志文件如图所示，其中的ib_logfile0和ib_logfile1即为REDo日志。

第1步：先将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝
第2步：生成一条重做日志并写入redologbuffer，记录的是数据被修改后的值
第3步：当事务commit时，将redologbuffer中的内容刷新到redologfile，对redologfile采用追加写的方式
第4步：定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中

Write-AheadLog（预先日志持久化）：在持久化一个数据页之前，先将内存中相应的日志页持久化。

1.5 redolog的刷盘策略

redolog的写入并不是直接写入磁盘的，InnoDB引引擎会在写redolog的时候先写redologbuffer，之后以一定的频率
刷入到真正的redologfile中。这里的一定频率怎么看待呢？这就是我们要说的刷盘策略。

注意，redologbuffer刷盘到redologfile的过程并不是真正的刷到磁盘中去，只是刷入到文件系统缓存（page cache）中去（这是现代操作系统为了提高文件写入效率做的一个优化），真正的写入会交给系统自已来决定（比如pagecache足够大了）。那么对于InnoDB来说就存在一个问题，如果交给系统来同步，同样如果系统岩机，那么数据也丢失了（虽然整个系统宕机的概率还是比较小的）。

针对这种情况，InnoDB给出innodb_flush_log_at_trx_commit参数，该参数控制commit提交事务时，如何将redolog buffer中的日志刷新到redolog file中。它支持三种策略：

设置为0：表示每次事务提交时不进行刷盘操作。（系统默认masterthread每隔1s进行一次重做日志的同步）
设置为1：表示每次事务提交时都将进行同步，刷盘操作（默认值）
设置为2：表示每次事务提交时都只把redologbuffer内容写入page cache，不进行同步。由os自己决定什么时候同步到磁盘文件。

除了后台线程每秒1次的轮询操作，还有一种情况，当edologbuffer占用的空间即将达到innodb_log_buffer_size（这个参数默认是16M）的一半的时候，后台线程会主动刷盘。

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=1
为1时，只要事务提交成功，redolog记录就一定在硬盘里，不会有任何数据丢失。
如果事务执行期间MySQL挂了或岩机，这部分日志丢了，但是事务并没有提交，所以日志丢了也不会有损失。可以保证ACID的D，数据绝对不会丢失，但是效率最差的。
建议使用默认值，虽然操作系统岩机的概率理论小于数据库岩机的概率，但是一般既然使用了事务，那么数据的安全相对来说更重要些。

小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=0

为0时，masterthread中每1秒进行一次重做日志的fsync操作，因此实例crash最多丢失1秒钟内的事务。（masterthread是负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘，保证数据的一致性）
数值0的话，是一种折中的做法，它的io效率理论是高于1的，低于2的，这种策略也有丢失数据的风险，也无法保证D。

#10-事务日志

USE atguigudb3;

CREATE TABLE test_load(
a INT,
b CHAR(80)
)ENGINE=INNODB;


#创建存储过程，用于向test_load中添加数据
DELIMITER//
CREATE PROCEDURE p_load(COUNT INT UNSIGNED)
BEGIN
DECLARE s INT UNSIGNED DEFAULT 1;
DECLARE c CHAR(80)DEFAULT REPEAT('a',80);
WHILE s<=COUNT DO
INSERT INTO test_load SELECT NULL,c;
COMMIT;
SET s=s+1;
END WHILE;
END //
DELIMITER;

#测试1：
#设置并查看：innodb_flush_log_at_trx_commit

SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_flush_log_at_trx_commit';

#set GLOBAL innodb_flush_log_at_trx_commit = 1;

#调用存储过程
CALL p_load(30000); #1min 28sec

#测试2：
TRUNCATE TABLE test_load;

SELECT COUNT(*) FROM test_load;

SET GLOBAL innodb_flush_log_at_trx_commit = 0;

SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_flush_log_at_trx_commit';

#调用存储过程
CALL p_load(30000); #37.945 sec

#测试3：
TRUNCATE TABLE test_load;

SELECT COUNT(*) FROM test_load;

SET GLOBAL innodb_flush_log_at_trx_commit = 2;

SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_flush_log_at_trx_commit';

#调用存储过程
CALL p_load(30000); #45.173 sec

而针对上述存储过程，为了提高事务的提交性能，应该在将3万行记录插入表后进行一次的COMMIT操作，而不是每插入一条记录后进行一次COMMIT操作。这样做的好处是可以使事务方法在rollback时回滚到事务最开始的确定状态。建议还是选1维持事物的acid性

1.7 写入redo log buffer

过程 1. 补充概念：Mini-Transaction MySQL把对底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个Mini-Transaction，简称mtr，比如，向某个索引对应的B+树中插入一条记录的过程就是一个Mini-Transaction。一个所谓的mtr可以包含一组redo日志，在进行崩溃恢复时这一组redo日志作为一个不可分割的整体。一个事务可以包含若干条语句，每一条语句其实是由若干个mtr组成，每一个mtr又可以包含若干条redo日志，画个图表示它们的关系就是这样：

一个mtr执行过程中可能产生若干条redo日志，这些redo日志是一个不可分割的组”，所以其实并不是每生成一条redo日志，就将其插入到logbuffer中，而是每个mtr运行过程中产生的日志先暂时存到一个地方，当该mtr结束的时候，将过程中产生的一组redo日志再全部复制到logbuffer中。我们现在假设有两个名为T1、T2的事务，每个事务都包含2个mtr，我们给这几个mtr命名一下：

·事务T1的两个mtr分别称为mtr_T1_1和mtr_T1_2。（这两个实际上是可以不外折的）
·事务T2的两个mtr分别称为mtr_T2_1和mtr_T2_2。
每个mtr都会产生一组redo日志，

不同的事务可能是并发执行的，所以T1、T2之间的mtr可能是交替执行的。每当一个mtr执行完成时，伴随该mtr生成的一组redo日志就需要被复制到logbuffer中，也就是说不同事务的mtr可能是交替写入logbuffer的，我们画个示意图（为了美观，我们把一个mtr中产生的所有的redo日志当作一个整体来画）：

3.redologblock的结构图

一个redologblock是由日志头、日志体、日志尾组成。日志头占用12字节，日志尾占用8字节，所以一个block真正能存储的数据就是512-12-8=492字节。

为什么一个block设计成512字节？
这个和磁盘的扇区有关，机械磁盘默认的扇区就是512字节，如果你要写入的数据大于512字节，那么要写入的扇区肯定不止一个，这时就要涉及到盘片的转动，找到下一个扇区，假设现在需要写入两个扇区A和B，如果扇区A写入成功，而扇区B写入失败，那么就会出现非原子性的写入，而如果每次只写入和扇区的大小一样的512字节，那么每次的写入都是原子性的。

1.8 redo log file

1. 相关参数设置

- innodb_log_group_home_dir：指定 redo log 文件组所在的路径，默认值为 ./，表示在数据库的数据目录下。MySQL的默认数据目录（/var/lib/mysql）下默认有两个名为 ib_logfile0 和 ib_logfile1 的文件，log buffer中的日志默认情况下就是刷新到这两个磁盘文件中。此redo日志文件位置还可以修改。
- innodb_log_files_in_group：指明redo log file的个数，命名方式如：ib_logfile0, iblogfile1... iblogfilen。默认2个，最大100个。

- innodb_flush_log_at_trx_commit：控制 redo log 刷新到磁盘的策略，默认为1。
- innodb_log_file_size：单个 redo log 文件设置大小，默认值为 48M。最大值为512G，注意最大值指的是整个 redo log 系列文件之和，即（innodb_log_files_in_group * innodb_log_file_size）不能大于最大值512G。

根据业务修改其大小，以便容纳较大的事务。编辑my.cnf文件并重启数据库生效，如下所示

[root@localhost ~]# vim /etc/my.cnf
innodb_log_file_size=200M

在数据库实例更新比较频繁的情况下，可以适当加大 redo log 组数和大小。但也不推荐 redo log 设置过大，在MySQL崩溃恢复时会重新执行REDO日志中的记录。

3.checkpoint

在整个日志文件组中还有两个重要的属性，分别是 write pos、checkpoint
- write pos 是当前记录的位置，一边写一边后移
- checkpoint 是当前要擦除的位置，也是往后推移

每次刷盘 redo log 记录到日志文件组中，write pos 位置就会后移更新。每次 MySQL 加载日志文件组恢复数据时，会清空加载过的 redo log 记录，并把 checkpoint 后移更新。write pos 和 checkpoint 之间的还空着的部分可用来写入新的 redo log 记录。

如果 write pos 追上 checkpoint，表示日志文件组满了，这时候不能再写入新的 redo log 记录，MySQL 得停下来，清空一些记录，把 checkpoint 推进一下。

相信大家都知道redolog的作用和它的刷盘时机、存储形式：
InnoDB的更新操作采用的是WriteAheadLog（预先日志持久化）策略，即先写日志，再写入磁盘。

2.Undo日志

redolog是事务持久性的保证，undolog是事务原子性的保证。在事务中更新数据的前置操作其实是要先写入一个undo log。

有时事务会出现一些错误，比如，情况一：事务执行过程中可能遇到各种错误，比如服务器本身的错误，操作系统错误，甚至是突然断电导致的错误。
情况二：程序员可以在事务执行过程中手动输入ROLLBACK语句结束当前事务的执行。

每当我们要对一条记录做改动时（这里的改动可以指INSERT、DELETE、UPDATE），都需要"留一手"-一把回滚时所需的东西记下来。比如：

·你插入一条记录时，至少要把这条记录的主键值记下来，之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录删掉就好了。（对于每个INSERT，InnoDB存储引擎会完成一个DELETE）
·你删除了一条记录，至少要把这条记录中的内容都记下来，这样之后回滚时再把由这些内容组成的记录插入到表中就好了。（对于每个DELETE，InnoDB存储引擎会执行一个INSERT）
·你修改了一条记录，至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来，这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值就好了。（对于每个UPDATE，InnoDB存储引擎会执行一个相反的UPDATE，将修改前的行放回去）

MySQL把这些为了回滚而记录的这些内容称之为撤销日志或者回滚日志（即undo log）。注意，由于查询操作（SELECT）并不会修改任何用户记录，所以在查询操作执行时，并不需要记录相应的undo日志。
此外，undolog会产生redo log，也就是undo log的产生会伴随着redo log的产生，这是因为undo log也需要持久性的保护。

2.2 Undo日志的作用

·作用1：回滚数据
用户对undo日志可能有误解：undo用于将数据库物理地恢复到执行语句或事务之前的样子。但事实并非如此。undo是逻辑日志，因此只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。所有修改都被逻辑地取消了，但是数据结构和页本身在回滚之后可能大不相同。
这是因为在多用户并发系统中，可能会有数十、数百甚至数干个并发事务。数据库的主要任务就是协调对数据记录的并发访问。比如，一个事务在修改当前一个页中某几条记录，同时还有别的事务在对同一个页中另几条记录进行修改。因此，不能将一个页回滚到事务开始的样子，因为这样会影响其他事务正在进行的工作。

·作用2：MVCC
undo的另一个作用是MVCC，即在InnocIB存储引引擎中MVcc的实现是通过undo来完成。当用户读取一行记录时，若占用以此实现非锁定读取

2.3 undo的存储结构

1.回滚段与undo页

InnoDB对undo log的管理采用段的方式，也就是回滚段（rollback segment）。每个回滚段记录了1024个undo log segment，而在每个undo log segment段中进行undo页的申请。

- 在InnoDB1.1版本之前（不包括1.1版本），只有一个rollback segment，因此支持同时在线的事务限制为1024。虽然对绝大多数的应用来说都已经够用。
- 从1.1版本开始InnoDB支持最大128个rollback segment，故其支持同时在线的事务限制提高到了128*1024。

mysql> show variables like 'innodb_undo_logs';
+----------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+----------------------+-------+
| innodb_undo_logs | 128 |
+----------------------+-------+

虽然InnoDB1.1版本支持了128个rollback segment，但是这些rollback segment都存储于共享表空间ibdata中。从InnoDB1.2版本开始，可通过参数对rollback segment做进一步的设置。这些参数包括：

- innodb_undo_directory：设置rollback segment文件所在的路径。这意味着rollback segment可以存放在共享表空间以外的位置，即可以设置为独立表空间。该参数的默认值为“/”，表示当前InnoDB存储引擎的目录。
- innodb_undo_logs：设置rollback segment的个数，默认值为128。在InnoDB1.2版本中，该参数用来替换之前版本的参数innodb_rollback_segments。
- innodb_undo_tablespaces：设置构成rollback segment文件的数量，这样rollback segment可以较为平均地分布在多个文件中。设置该参数后，会在路径innodb_undo_directory看到undo为前缀的文件，该文件就代表rollback segment文件。

undo log相关参数一般很少改动。

undo如何重用？

当我们开启一个事务需要写undolog的时候，就得先去undologsegment中去找到一个空闲的位置，当有空位的时候，就去申请undo页，在这个申请到的undo页中进行undolog的写入。我们知道mysq默认一页的大小是16k。

为每一个事务分配一个页，是非常浪费的（除非你的事务非常长），假设你的应用的TPS（每秒处理的事务数目）为1000，那么1s就需要1000个页，大概需要16M的存储，1分钟大概需要1G的存储。如果照这样下去除非MySQL清理的非常勤快，否则随着时间的推移，磁盘空间会增长的非常快，而且很多空间都是浪费的。

于是undo页就被股计的可以重用了，当事务提交时，并不会立刻删除undo页。因为重用，所以这个undo页可能混杂着其他事务的undolog。undolog在commit后，会被放到一个链表中，然后判断undo页的使用空间是否小于3/4，如果小于3/4的话，则表示当前的undo页可以被重用，那么它就不会被回收，其他事务的undolog可以记录在当前undo页的后面。由于undolog是离散的，所以清理对应的磁盘空间时，效率不高。

背也不用背的很细，反正大多数面试官都还没那么细，特别这里的存储结构啥的，只需要知道怎么回滚的，回滚涉及到什么大的方面就可以了

3. 回滚段中的数据分类

事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。这是因为可能还有其他事务需要通过undo log来得到行记录之前的版本。故事务提交时将undo log放入一个链表中，是否可以最终删除undo log及undo log所在页由purge线程来判断。

2.4 undo的类型

未提交的回滚数据(uncommitted undo information) 该数据所关联的事务并未提交，用于实现读一致性，所以该数据不能被其他事务的数据覆盖。
已经提交但未过期的回滚数据(committed undo information) 该数据关联的事务已经提交，但是仍受到undo retention参数的保持时间的影响。
事务已经提交并过期的数据(expired undo information) 事务已经提交，而且数据保存时间已经超过undo retention参数指定的时间，属于已经过期的数据。当回滚段满了之后，会优先覆盖"事务已经提交并过期的数据"。

在InnoDB存储引擎中，undo log分为：

insert undo log insert undo log是指在insert操作中产生的undo log。因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见(这是事务隔离性的要求)，故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作。
update undo log update undo log记录的是对delete和update操作产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。

2.5 undo log的生命周期

1）简要生成过程

以下是undo+redo事务的简化过程

假设有2个数值，分别为A=1和B=2，然后将A修改为3，B修改为4

1. start transaction;
2．记录A=1到undo log;
3. update A = 3;
4．记录A=3 到redo log;
5．记录 B=2到undo loq;
6. update B = 4;
7．记录B = 4到redo log;
8．将redo log刷新到磁盘;
9. commit

在1-8步骤的任意一步系统宕机，事务未提交，该事务就不会对磁盘上的数据做任何影响。

如果在8-9之间宕机。

redo log 进行恢复
或者可以undo log 发现有事务没完成进行回滚。redo log已经持久化，可以选择继续完成事务提交
第八步是刷的redolog file，rollback操作也会产生redolog，这里其实就是顺序执行redolog就可以实现正确的回滚。

若在9之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复之后，可以根据redo log把数据刷回磁盘。

2）详细生成过程

对于InnoDB引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列:

DB_ROW_ID: 如果没有为表显式的定义主键，并且表中也没有定义唯一索引，那么InnoDB会自动为表添加一个row_id的隐藏列作为主键。
DB_TRX_ID︰每个事务都会分配一个事务ID，当对某条记录发生变更时，就会将这个事务的事务ID写入trx_id中。
DB_ROLL_PTR:回滚指针，本质上就是指向undo log的指针。

当我们执行INSERT时：

begin; 
INSERT INTO user (name) VALUES ("tom");

插入的数据都会生成一条insert undo log，并且数据的回滚指针会指向它。undo log会记录undo log的序号、插入主键的列和值...，那么在进行rollback的时候，通过主键直接把对应的数据删除即可。

当我们执行UPDATE时：

对于更新的操作会产生update undo log，并且会分更新主键的和不更新主键的，假设现在执行:

UPDATE user SET name= "Sun" WHERE id=1;

这时会把老的记录写入新的undo log，让回滚指针指向新的undo log，它的undo no是1，并且新的undo log会指向老的undo log (undo no=0)。

假设现在执行:

对于更新主键的操作，会先把原来的数据deletemark标识打开，这时并没有真正的删除数据，真正的删除会交给清理线程去判断，然后在后面插入一条新的数据，新的数据也会产生undo log，并且undo log的序号会递增。

可以发现每次对数据的变更都会产生一个undo log，当一条记录被变更多次时，那么就会产生多条undo log,undo log记录的是变更前的日志，并且每个undo log的序号是递增的，那么当要回滚的时候，按照序号依次向前推，就可以找到我们的原始数据了。

3）undo log是如何回滚的

以上面的例子来说，假设执行rollback，那么对应的流程应该是这样：

通过undo no=3的日志把id=2的数据删除

通过undo no=2的日志把id=1的数据的deletemark还原成0

通过undo no=1的日志把id=1的数据的name还原成Tom

通过undo no=0的日志把id=1的数据删除

4）undo log的删除

针对于insert undo log

因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见。故该undo log可以在事务提交后直接删除，不需要进行purge操作。

针对于update undo log

该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。

补充:

purge线程两个主要作用是:清理undo页和清除page里面带有Delete_Bit标识的数据行。仕InnoDB中，事务中的Delete操作实际上并不是真正的删除掉数据行，而是一种Delete Mark操作，在记录上标识Delete_Bit，而不删除记录。是一种"假删除"只是做了个标记，真正的删除工作需要后台purge线程去完成。