https://blog.csdn.net/lyk_for_dba/article/details/77163733mysql
00 – Undo Logsql
Undo Log 是为了实现事务的原子性，在MySQL数据库InnoDB存储引擎中，还用Undo Log来实现多版本并发控制(简称：MVCC)。数据库
- 事务的原子性(Atomicity)
事务中的全部操做，要么所有完成，要么不作任何操做，不能只作部分操做。若是在执行的过程当中发生
了错误，要回滚(Rollback)到事务开始前的状态，就像这个事务历来没有执行过。缓存
- 原理
Undo Log的原理很简单，为了知足事务的原子性，在操做任何数据以前，首先将数据备份到一个地方
（这个存储数据备份的地方称为Undo Log）。而后进行数据的修改。若是出现了错误或者用户执行了
ROLLBACK语句，系统能够利用Undo Log中的备份将数据恢复到事务开始以前的状态。并发
除了能够保证事务的原子性，Undo Log也能够用来辅助完成事务的持久化。函数
- 事务的持久性(Durability)
事务一旦完成，该事务对数据库所作的全部修改都会持久的保存到数据库中。为了保证持久性，数据库
系统会将修改后的数据彻底的记录到持久的存储上。性能
- 用Undo Log实现原子性和持久化的事务的简化过程
假设有A、B两个数据，值分别为1,2。
A.事务开始.
B.记录A=1到undo log.
C.修改A=3.
D.记录B=2到undo log.
E.修改B=4.
F.将undo log写到磁盘。
G.将数据写到磁盘。
H.事务提交
这里有一个隐含的前提条件：‘数据都是先读到内存中，而后修改内存中的数据，最后将数据写回磁盘’。spa
之因此能同时保证原子性和持久化，是由于如下特色：
A. 更新数据前记录Undo log。
B. 为了保证持久性，必须将数据在事务提交前写到磁盘。只要事务成功提交，数据必然已经持久化。
C. Undo log必须先于数据持久化到磁盘。若是在G,H之间系统崩溃，undo log是完整的，
能够用来回滚事务。
D. 若是在A-F之间系统崩溃,由于数据没有持久化到磁盘。因此磁盘上的数据仍是保持在事务开始前的状态。.net
缺陷：每一个事务提交前将数据和Undo Log写入磁盘，这样会致使大量的磁盘IO，所以性能很低。线程
若是可以将数据缓存一段时间，就能减小IO提升性能。可是这样就会丧失事务的持久性。所以引入了另一
种机制来实现持久化，即Redo Log.
01 – Redo Log
- 原理
和Undo Log相反，Redo Log记录的是新数据的备份。在事务提交前，只要将Redo Log持久化便可，
不须要将数据持久化。当系统崩溃时，虽然数据没有持久化，可是Redo Log已经持久化。系统能够根据
Redo Log的内容，将全部数据恢复到最新的状态。
- Undo + Redo事务的简化过程
假设有A、B两个数据，值分别为1,2.
A.事务开始.
B.记录A=1到undo log.
C.修改A=3.
D.记录A=3到redo log.
E.记录B=2到undo log.
F.修改B=4.
G.记录B=4到redo log.
H.将redo log写入磁盘。
I.事务提交
- Undo + Redo事务的特色
A. 为了保证持久性，必须在事务提交前将Redo Log持久化。
B. 数据不须要在事务提交前写入磁盘，而是缓存在内存中。
C. Redo Log 保证事务的持久性。
D. Undo Log 保证事务的原子性。
E. 有一个隐含的特色，数据必需要晚于redo log写入持久存储。
- IO性能
Undo + Redo的设计主要考虑的是提高IO性能。虽然说经过缓存数据，减小了写数据的IO.
可是却引入了新的IO，即写Redo Log的IO。若是Redo Log的IO性能很差，就不能起到提升性能的目的。
为了保证Redo Log可以有比较好的IO性能，InnoDB 的 Redo Log的设计有如下几个特色：
A. 尽可能保持Redo Log存储在一段连续的空间上。所以在系统第一次启动时就会将日志文件的空间彻底分配。
以顺序追加的方式记录Redo Log,经过顺序IO来改善性能。
B. 批量写入日志。日志并非直接写入文件，而是先写入redo log buffer.当须要将日志刷新到磁盘时
(如事务提交),将许多日志一块儿写入磁盘.
C. 并发的事务共享Redo Log的存储空间，它们的Redo Log按语句的执行顺序，依次交替的记录在一块儿，
以减小日志占用的空间。例如,Redo Log中的记录内容多是这样的：
记录1: <trx1, insert …>
记录2: <trx2, update …>
记录3: <trx1, delete …>
记录4: <trx3, update …>
记录5: <trx2, insert …>
D. 由于C的缘由,当一个事务将Redo Log写入磁盘时，也会将其余未提交的事务的日志写入磁盘。
E. Redo Log上只进行顺序追加的操做，当一个事务须要回滚时，它的Redo Log记录也不会从
Redo Log中删除掉。
02 – 恢复(Recovery)
- 恢复策略
前面说到未提交的事务和回滚了的事务也会记录Redo Log，所以在进行恢复时,这些事务要进行特殊的
的处理.有2中不一样的恢复策略：
A. 进行恢复时，只重作已经提交了的事务。
B. 进行恢复时，重作全部事务包括未提交的事务和回滚了的事务。而后经过Undo Log回滚那些
未提交的事务。
- InnoDB存储引擎的恢复机制
mysql数据库InnoDB存储引擎使用了B策略, InnoDB存储引擎中的恢复机制有几个特色：
A. 在重作Redo Log时，并不关心事务性。 恢复时，没有BEGIN，也没有COMMIT,ROLLBACK的行为。
也不关心每一个日志是哪一个事务的。尽管事务ID等事务相关的内容会记入Redo Log，这些内容只是被看成
要操做的数据的一部分。
B. 使用B策略就必需要将Undo Log持久化，并且必需要在写Redo Log以前将对应的Undo Log写入磁盘。
Undo和Redo Log的这种关联，使得持久化变得复杂起来。为了下降复杂度，InnoDB将Undo Log看做
数据，所以记录Undo Log的操做也会记录到redo log中。这样undo log就能够象数据同样缓存起来，
而不用在redo log以前写入磁盘了。
包含Undo Log操做的Redo Log，看起来是这样的：
记录1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
记录2: <trx1, insert …>
记录3: <trx2, Undo log insert <undo_update …>>
记录4: <trx2, update …>
记录5: <trx3, Undo log insert <undo_delete …>>
记录6: <trx3, delete …>
C. 到这里，还有一个问题没有弄清楚。既然Redo没有事务性，那岂不是会从新执行被回滚了的事务？
确实是这样。同时Innodb也会将事务回滚时的操做也记录到redo log中。回滚操做本质上也是
对数据进行修改，所以回滚时对数据的操做也会记录到Redo Log中。
一个回滚了的事务的Redo Log，看起来是这样的：
记录1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
记录2: <trx1, insert A…>
记录3: <trx1, Undo log insert <undo_update …>>
记录4: <trx1, update B…>
记录5: <trx1, Undo log insert <undo_delete …>>
记录6: <trx1, delete C…>
记录7: <trx1, insert C>
记录8: <trx1, update B to old value>
记录9: <trx1, delete A>
一个被回滚了的事务在恢复时的操做就是先redo再undo，所以不会破坏数据的一致性.
- InnoDB存储引擎中相关的函数
Redo: recv_recovery_from_checkpoint_start()
Undo: recv_recovery_rollback_active()
Undo Log的Redo Log: trx_undof_page_add_undo_rec_log()
总结
redo和undo是两种不一样的innodb事务实现机制，它们都须要用到ib_logfile日志文件；
redo：是先记录操做日志，虽然记录操做日志也是应用了缓存（innodb_log_buffer）可是它仍是比数据更新以前更新redo日志到磁盘日志文件中，数据的更新会在后面的线程刷新操做过程当中被更新，redo操做事务提交后只有日志被持久化数据暂时未被持久化。
undo:undo操做也使用了缓存，只是它在事务提交的时候会同时将数据和日志更新到磁盘，这步操做就是和redo的主要区别，而且该操做对磁盘IO的消耗很是大，因此undo操做保证了事务的原子性，事务一旦提交数据也被持久化了。