undo日志

前面学习了redo日志，redo日志保证的是崩溃时事务持久性。我们可以从redo日志恢复到系统崩溃以前。

undo日志就是为了保证事务回滚时事务所作所为都能回到事务执行前。保证了事务的原子性。redo把我们做增删改之前的状态记录下来，帮助MySQL回滚到事务执行之前的样子。

这篇文章了解一下事务ID和undo日志产生就OK了，对于Undo日志存储可以直接略过。

事务ID

事务两种类型：只读事务，读写事务。

针对于只读事务，MySQL会在其对用户创建的临时表进行增删改的时候才会为其分配事务ID，否则不分配。

这里的临时表指的是create temporary 表名，和我们使用explain SQL的时候在extra上显示的using temporary不一样。前者是用户创建的用户临时表，只针对于当前session有效，后者是MySQL内部临时表。

而针对于读写事务来说，MySQL会在事务执行对某个表进行增删改的时候为其分配一个事务ID，否则不分配。

事务ID生成

在系统启动时，系统维护一个全局变量，我们首先从内存中找到MAX TRX ID这个值然后加上256，赋给这个全局变量。

每次出现上述情况的事务时会为其分配一个ID，然后变量进行+1操作。

然后每每这个全局变量是256的倍数时候就会对这个变量进行同步修改到系统表空间中的MAX TRX ID属性处。

然后我们为什么在取值的时候要加上256呢？主要是因为我们系统关闭是可能已经大于当前MAX TRX ID但是还没有到256的倍数，所以我们只要将其+256，就会得到一个唯一的事务ID咯。

trx_id隐藏列

我们在介绍数据行的时候就已经提到数据行的三个隐藏列

• row_id 就当我们没有主键或者unique列的时候，会生成一个这个唯一的row_id来保持记录的唯一性
• trx_id 事务ID
• roll_pointer 后面MVCC的时候介绍，这里链着一个版本链?

undo日志类型

为了保证原子性，所以Innodb对每个增删改都会在改之间进行一次undo日志的记录。

下面就来介绍一下增、删、改也就是insert、delete、update会产生的undo日志类型以及其细节吧。

INSERT的undo日志

我们使用insert的SQL语句时，就会产生一个TRX_UNDO_INSERT_REC类型的undo日志。

• end of record 和 start of record就是指向尾部和指向头部的地址。
• undo type 就是TRX_UNDO_INSERT_REC
• undo no 就是undo日志的no，对于每个事务来说这个值会从0开始，每个事务维护一个no从0开始慢慢+1递增。
• table id就是这个日志所在的表id
• 主键信息，多个列就是又多个<len,value>。len是主键占用空间的大小，value就是它的值。

所以innodb回滚会发生什么？首先呢，我们插入可能是悲观插入和乐观插入，悲观就是页满了得进行分裂，乐观就是没满直接将数据行插入。但是呢？innodb做的还是得到插入的主键值，然后删除主键值对应的聚簇索引和二级索引。

当我们执行insert插入时，插入的数据行中的隐藏列，我们关心的主要是事务ID和roll_pointer这两个属性。

• 因为我们执行的是插入，所以执行语句的事务会生成一个唯一的事务ID。后面我们将插入，修改，删除都会有一个唯一的事务ID，就不必多讲了。
• roll_pointer指向的就是innodb生成的undo日志。

上图我们在一个事务中先后执行了2次插入操作，它的roll_pointer都指向了对应生成的undo日志。后续将介绍存储undo的页面。

DELETE的undo日志

delete操作就稍微有点特殊了。

我们在前面介绍页面的时候介绍了一个数据行的next_record属性，就是指向下一个数据行的指针。我们也说过这些被删除的数据行是可以被重用的，它其实是被一个存储在PAGE_HEADER中的一个PAGE_FREE的属性给链起来了，也就是说被删除的垃圾页面会形成一个链表。

我们在介绍数据行的时候也介绍了一个delete_mask位，用来标记数据行是否被删除。

在事务中呢，删除分为了两个阶段

1. delete_mask变为1，但是却没有加入垃圾链表，成为了一个中间状态的行记录

2. 然后在执行该语句的事务提交的时候，会有专门的线程来将其放入垃圾链表中，然后修改页头中的记录信息。这个阶段称为purge。

之所以有这个垃圾链表，就是为了让接下来插入的数据行用来重用的，如果不能用来重用，这个垃圾链表简直没有意义。

同时呢我们需要注意到，新删除的记录是放在垃圾链表的第一个的，可能是只有PAGE_FREE头部地址是被记录的，所以我们只能用头插法插入到链表中。

重用流程：

首先数据行要插入到页中，先检查垃圾链表头的大小是不是>=插入的数据行的大小，如果是就直接将垃圾链表头拉出来覆盖重用。否则就重新创建。

是没有错，它只检查垃圾链表头，其他的都不检查，而且容易出现碎片，因为是大于等于的条件进行重用。

当出现插入新记录时空间不足，检查垃圾链表的空间和碎片的空间够不够放下记录，够就会进行复制页面有用的数据，这是无可奈何之举，这样就可以去掉碎片和不可用的垃圾链表。

我们在改变中间状态时，会生成一个TRX_UNDO_DEL_MARK_REC类型的undo日志。

我们需要注意的是它将旧的事务ID和roll_pointer记录下来了，以及主键和索引列的信息。

所以会出现下图的情况，出现了一个版本链，原本是指向了插入的undo日志，然后删除的中间状态下，删除的undo日志还会指向插入的undo日志。

具体的删除undo日志就是如下

值得注意的就是索引列的各列信息<pos，len，value>，pos指向的是索引列在第几个列。

update的undo日志

update有两种情况

• 不更新主键
• 更新主键

不更新主键

如果更新的不是主键列。

旧记录  ("a","15")
新纪录  ("b","20") 大小没有发生改变
新纪录  ("aa0","20") 第一个列大小发生了改变

• 当更新后的数据行每列的大小不发生改变，强调一下是每列的大小都不发生改变。我们就会使用就地更新，直接将更新后的数据行覆盖到旧的数据行。
• 当更新后的数据行列的大小发生改变，我们就不能就地更新。我们将使用用户线程去删除旧记录，即直接delete_mark置为1然后直接放进垃圾链表中，没有像delete语句那样还弄什么中间状态和调用其他线程去删除数据行。然后将新数据行加入到页中，同时如果小于垃圾链表第一个的大小还是重用删除页。

不更新主键的情况下会插入的undo日志如下：

更新主键

如果更新的是主键的话，我们的操作将完全不一样。

1. 我们将记录直接将旧的数据行的delete_mark其标记成1，但不放入垃圾链表中的中间状态，然后插入类型为TRX_UNDO_DEL_MARK_REC的undo日志，在事务提交时就会有专门的线程做purge操作。
2. 然后我们就可以直接将新的数据页插入到其中，然后插入类型为TRX_UNDO_INSERT_REC的undo记录，记录下旧的数据行的信息。

更新主键的情况下会产生2条undo日志。

为什么要这样呢？主要是因为如果我们在更新的时候，并发的事务要读取这条旧的数据，为了防止脏读，就需要将其置为中间状态，让其他事务同样也可以读到这条旧的数据。如果我们直接删除了其他事务就读不到了，不就脏读了嘛。

UNDO日志的存储

接下来就是介绍undo日志会存放在哪里了。。十分的枯燥，而且就到处引来引去。而且感觉讲得云里雾里

通用链表结构

这是链表中每个节点的结构，前面的页号+页面偏移量和后面的页号+页面偏移量

为了方便管理链表，就有了链表的基节点，指向首节点和尾节点，以及记录链表的长度。

链表本链在此。

FIL_PAGE_UNDO_LOG页面

我们前面在图片中出现了一次这个undo日志的存储页面。

我们接下来介绍一下这个undo日志的通用页面。File Header 和 File Trailer就不用介绍了吧，老演员了，和前面介绍的页面是一样的。

Undo Page Header

• TRX_UNDO_PAGE_TYEP 这个就是指什么种类的undo日志

我们在上面提到了增删改会产生的undo日志，其中呢，我们可以分成两个种类。

• TRX_UNDO_INSERT : 类型为TRX_UNDO_INSERT_REC的undo日志，一般在insert语句产生，还有就是update更新主键的时候
• TRX_UNDO_UPDATE : 除了TRX_UNDO_INSERT_REC类型的undo日志，其他类型都这个种类的。

• TRX_UNDO_PAGE_START 指的就是当前页面undo日志从哪里开始
• TRX_UNDO_PAGE_FREE 指的是当前页面空闲的地址。

• TRX_UNDO_PAGE_NODE 代表一个LIST NODE的结构，会有一个指向前后的指针。就是页面之间形成链表的结构。

UNDO页面链表

当一个事务中，我们生成的undo日志过多了，一个页面肯定是放不下，我们就会创建多个页面进行存储，然后我们使用链表将其链起来。

我们将undo页面链表的第一个页面叫做first undo page ，其他页面叫做normal undo page。

我们上面也提过的，就是我们可以将undo日志分成两个大类，一个是TRX_UNDO_INSERT 和TRX_UNDO_UPDATE ，不同种类的undo日志会存储到不同的undo页面中。所以呢，我们会为普通表和临时表各自维护这两个大类的页面。

但是呢，这个undo链表只有当前事务执行SQL创建了相应种类的undo日志我们才会去创建这个链表，并不是一开始就创建。

对于不同事务来说，不同事务有不同的undo页面链表。

段

我们前面讲过在B+树的根节点存储了Segment Header 结构，就是存储INODE ENTRY的位置。

Undo Log Segment Header

我们在上面提到的undo页面链表的结构，第一个undo页面我们叫做first undo page。

因为first undo page有点不一样，它被设计存储了一个Undo Log Segment Header 的部分，用来表示对应段的Segment Header信息以及关于段的其他信息。

说实话， 没懂这个结构有个dio用，就TRX_UNDO_LAST_LOG 在后面有点用，其他的都是一句就过了。

我们再来看看Undo Log Segment Header 里面存放了什么。

• TRX_UNDO_STATE 该undo页面俩表处于什么状态
  • TRX_UNDO_ACTIVE 活跃状态，表示活跃事务正在写入undo日志
  • TRX_UNDO_CACHED 缓存状态，表示该undo页面正在等待被其他事务重用。
  • TRX_UNDO_TO_FREE 对于insert undo链表来说，如果在事务被提交时，此链表不能重用就会处于这个状态。
  • TRX_UNDO_TO_PURGE 对于update undo链表来说，事务提交时，页面不能重用就会进入这个状态。
  • TRX_UNDO_PREPARED 包含处于PREPARE阶段的事务产生的日志。分布式事务会出现该状态。
• TRX_UNDO_LAST_LOG 本Undo页面链表的最后一个Undo Log Header的位置。这个还好理解一点在看完全部章节之后，因为页面会重用嘛。
• TRX_UNDO_FSEG_HEADER 本Undo页面链表对应的段的Segment Header信息，一个undo链表也是被一个段维护起来了。
• TRX_UNDO_PAGE_LIST Undo页面链表的基节点

Undo Log Header

好乱真的无语，作者写的这章我真?了，我看了3遍都还不懂。上面那个结构完全不知道要干什么。

在Undo Log Segment Header下面存储了Undo Log Header块

重用undo页面

重用的条件

• 该链表中只包含一个Undo页面。
• 该Undo页面已经使用的空间小于整个页面空间的3/4

insert undo链表的重用，对于这个链表当满足上述两个条件时，会直接覆盖重用undo页面。因为插入旧的undo日志在事务提交后旧没有用了。

update undo链表的重用，对于这个链表满足上述两个条件时，会在旧的undo页面中的free处继续写。因为MVCC需要用到旧的undo日志的，是不能覆盖的。

回滚段

相当于将每个事务维护的first undo page给集合起来，放到一个页面中，这个页面就叫回滚段。

• TRX_RSEG_MAX_SIZE : 这个回滚段维护第一页链表中的undo页面的最大值。
• TRX_RSEG_HISTORY_SIZE : history链表的占用的页面数量
• TRX_RSEG_HISTORY ： history链表的基节点
• TRX_RSEG_FSEG_HEADER : 回滚段对应的段的位置INODE Entry
• TRX_RSEG_UNDO_SLOTS : 各个first undo page 的位置的集合，也叫undo slot集合。

从回滚段中申请一个undo slot

undo slot 中的TRX_RSEG_UNDO_SLOTS 每4字节都是一个默认值FIL_NULL。

当事务需要创建一个undo链表，就会向回滚段申请一个undo slot。 回滚段就会顺序往下找，找到值为FIL_NULL的4字节地址，然后undo链表申请了第一个页面的地址放入到undo slot 中，就是将其地址改变为申请的页面的地址。

当事务提交时，我们需要判断这个slot是不是能被重用：

• 如果能重用根据其种类加入到insert undo cache或者update undo cache链表中。
• 如果不能重用呢
  • 如果是种类insert种类的就会将其TRX_UNDO_STATE 设置为FREE的状态，这个页面就被释放掉了，该页面能作为其他的undo日志用。
  • 如果种类是update的就会将其TRX_UNDO_STATE 设置为purge状态，然后这个undo链表头会被放到History链表中。不能删除因为MVCC要用。

多个回滚段

就是当事务多起来了，每个事务都由4个链表要维护，就要4个undo slot ，一个回滚段就不够，旧版本就一个回滚段。

所以就在系统表空间中申请了128个8字节的格子。

因为这个space ID就指表空间ID，Page Number就是对应表空间的页号。这个表空间ID就表示不同的回滚段可能位于不同的表空间中。这样我们就有128*1024个undo slot 可以分配使用了。

回滚段的分类

第0号，第33-127号回滚段属于第一类。第0号一定在系统表空间中，他们是针对普通表的undo slot 进行分配。

第1-32号回滚段属于第二类。是分配给临时表的undo slot。无论我们怎么修改回滚段的大小，这32个是一定在的。

在修改针对普通表的回滚段时，对于页面的修改是需要redo日志来记录的，而对于临时表的修改是不需要写redo日志的。

事务分配Undo页面链表过程

1. 首先向系统表空间申请一个回滚段

   回滚段是循环使用的，就是从0 、33-127这几个位置，就循环分配给事务，防止都分配一个回滚段炸了。

2. 先从cache链表中找到对应类型的有没有可以重用的，有就直接将重用链表拿出来重用。没有下一步。

3. 找到一个没被占用的undo slot ，将申请first undo page 位置填到对应的地方。

4. 然后就可以插入undo日志了。

回滚段的配置

mysql> show variables like 'innodb_rollback_segments';
+--------------------------+-------+
| Variable_name            | Value |
+--------------------------+-------+
| innodb_rollback_segments | 128   |
+--------------------------+-------+
1 row in set, 1 warning (0.04 sec)

我们可以修改回滚段的大小，但是不管多小临时表的32个回滚段都在的。

后面文章总结MVCC，这算是MVCC的一个前置知识。