undo日志

事务回滚的需求

事务需要保证原子性
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

事务id

给事务分配id的时机

只要知道只有在事务对表中的记录做改动时才会为这个事务分配一个唯一的事务id

事务id是怎么生成的

这个事务id本质上就是一个数字，它的分配策略和我们前边提到的对隐藏列row_id（当用户没有为表创建主键和UNIQUE键时InnoDB自动创建的列）的分配策略大抵相同，具体策略如下：

• 服务器会在内存中维护一个全局变量，每当需要为某个事务分配一个事务id时，就会把该变量的值当作事务id分配给该事务，并且把该变量自增1。
• 每当这个变量的值为256的倍数时，就会将该变量的值刷新到系统表空间的页号为5的页面中一个称之为Max Trx ID的属性处，这个属性占用8个字节的存储空间。
• 当系统下一次重新启动时，会将上边提到的Max Trx ID属性加载到内存中，将该值加上256之后赋值给我们前边提到的全局变量（因为在上次关机时该全局变量的值可能大于Max Trx ID属性值）。

这样就可以保证整个系统中分配的事务id值是一个递增的数字。先被分配id的事务得到的是较小的事务id，后被分配id的事务得到的是较大的事务id。

trx_id隐藏列

undo日志的格式

INSERT操作对应的undo日志

• undo no在一个事务中是从0开始递增的，也就是说只要事务没提交，每生成一条undo日志，那么该条日志的undo no就增1。

本例中插入了两条记录，所以会产生两条类型为TRX_UNDO_INSERT_REC的undo日志:

• 第一条undo日志的undo no为0，记录主键占用的存储空间长度为4，真实值为1。画一个示意图就是这样：
• 第二条undo日志的undo no为1，记录主键占用的存储空间长度为4，真实值为2。画一个示意图就是这样（与第一条undo日志对比，undo no和主键各列信息有不同）：

DELETE操作对应的undo日志

我们知道插入到页面中的记录会根据记录头信息中的next_record属性组成一个单向链表，我们把这个链表称之为正常记录链表；我们在前边唠叨数据页结构的时候说过，被删除的记录其实也会根据记录头信息中的next_record属性组成一个链表，只不过这个链表中的记录占用的存储空间可以被重新利用，所以也称这个链表为垃圾链表。

设现在我们准备使用DELETE语句把正常记录链表中的最后一条记录给删除掉，其实这个删除的过程需要经历两个阶段：

• 阶段一：仅仅将记录的delete_mask标识位设置为1，其他的不做修改（其实会修改记录的trx_id、roll_pointer这些隐藏列的值）。设计InnoDB的大叔把这个阶段称之为delete mark。把这个过程画下来就是这样：可以看到，正常记录链表中的最后一条记录的delete_mask值被设置为1，但是并没有被加入到垃圾链表。也就是此时记录处于一个中间状态。
• 阶段二：当该删除语句所在的事务提交之后，会有专门的线程后来真正的把记录删除掉。所谓真正的删除就是把该记录从正常记录链表中移除，并且加入到垃圾链表中，然后还要调整一些页面的其他信息，比如页面中的用户记录数量PAGE_N_RECS、上次插入记录的位置PAGE_LAST_INSERT、垃圾链表头节点的指针PAGE_FREE、页面中可重用的字节数量PAGE_GARBAGE、还有页目录的一些信息等等。设计InnoDB的大叔把这个阶段称之为purge。把阶段二执行完了，这条记录就算是真正的被删除掉了。这条已删除记录占用的存储空间也可以被重新利用了。画下来就是这样：对照着图我们还要注意一点，将被删除记录加入到垃圾链表时，实际上加入到链表的头节点处，会跟着修改PAGE_FREE属性的值。

从上边的描述中我们也可以看出来，在删除语句所在的事务提交之前，只会经历阶段一，也就是delete mark阶段

UPDATE操作对应的undo日志

在执行UPDATE语句时，InnoDB对更新主键和不更新主键这两种情况有截然不同的处理方案。

不更新主键的情况

在不更新主键的情况下，又可以细分为被更新的列占用的存储空间不发生变化和发生变化的情况。

• 就地更新（in-place update）

每个列在更新前后占用的存储空间一样大，有任何一个被更新的列更新前比更新后占用的存储空间大，或者更新前比更新后占用的存储空间小都不能进行就地更新。

• 先删除掉旧记录，再插入新记录

在不更新主键的情况下，如果有任何一个被更新的列更新前和更新后占用的存储空间大小不一致，那么就需要先把这条旧的记录从聚簇索引页面中删除掉，然后再根据更新后列的值创建一条新的记录插入到页面中。我们这里所说的删除并不是delete mark操作，而是真正的删除掉，也就是把这条记录从正常记录链表中移除并加入到垃圾链表中。

针对UPDATE不更新主键的情况（包括上边所说的就地更新和先删除旧记录再插入新记录），设计InnoDB的大叔们设计了一种类型为TRX_UNDO_UPD_EXIST_REC的undo日志，它的完整结构如下：

更新主键的情况

InnoDB在聚簇索引中分了两步处理：

• 将旧记录进行delete mark操作
• 根据更新后各列的值创建一条新记录，并将其插入到聚簇索引中（需重新定位插入的位置）。

  通用链表结构

  在写入undo日志的过程中会使用到多个链表，很多链表都有同样的节点结构，如图所示：
  
  
  

FIL_PAGE_UNDO_LOG页面

比如类型为FIL_PAGE_INDEX的页面用于存储聚簇索引以及二级索引，类型为FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR的页面用于存储表空间头部信息的，还有其他各种类型的页面，其中有一种称之为FIL_PAGE_UNDO_LOG类型的页面是专门用来存储undo日志的，

Undo页面链表

单个事务中的Undo页面链表

多个事务中的Undo页面链表

undo日志具体写入过程

对于没有被重用的Undo页面链表来说，链表的第一个页面，也就是first undo page在真正写入undo日志前，会填充Undo Page Header、Undo Log Segment Header、Undo Log Header这3个部分，之后才开始正式写入undo日志。对于其他的页面来说，也就是normal undo page在真正写入undo日志前，只会填充Undo Page Header。链表的List Base Node存放到first undo page的Undo Log Segment Header部分，List Node信息存放到每一个Undo页面的undo Page Header部分，所以画一个Undo页面链表的示意图就是这样：

重用Undo页面

一个Undo页面链表是否可以被重用的条件很简单：

• 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。

回滚段

回滚段的概念

为了管理许许多多个Undo页面链表，设计了一个称之为Rollback Segment Header的页面，在这个页面中存放了各个Undo页面链表的frist undo page的页号，他们把这些页号称之为undo slot

每一个Rollback Segment Header页面都对应着一个段，这个段就称为Rollback Segment，翻译过来就是回滚段。与我们之前介绍的各种段不同的是，这个Rollback Segment里其实只有一个页面

从回滚段中申请Undo页面链表

Rollback Segment Header页面来说，它的各个undo slot都被默认设置成了一个特殊的值：FIL_NULL
一个Rollback Segment Header页面中包含1024个undo slot，如果这1024个undo slot的值都不为FIL_NULL，这就意味着这1024个undo slot都已经名花有主（被分配给了某个事务），此时由于新事务无法再获得新的Undo页面链表，就会回滚这个事务并且给用户报错。

当一个事务提交时，它所占用的undo slot有两种命运：

• 如果该undo slot指向的Undo页面链表符合被重用的条件（就是我们上边说的Undo页面链表只占用一个页面并且已使用空间小于整个页面的3/4）。

该undo slot就处于被缓存的状态，根据对应的Undo页面链表的类型不同，也会被加入到不同的链表：

• 如果对应的Undo页面链表是insert undo链表，则该undo slot会被加入insert undo cached链表。
• 如果对应的Undo页面链表是update undo链表，则该undo slot会被加入update undo cached链表。
  • 如果该undo slot指向的Undo页面链表不符合被重用的条件，那么针对该undo slot对应的Undo页面链表类型不同，也会有不同的处理：
• 如果对应的Undo页面链表是insert undo链表，则该Undo页面链表的TRX_UNDO_STATE属性会被设置为TRX_UNDO_TO_FREE，之后该Undo页面链表对应的段会被释放掉（也就意味着段中的页面可以被挪作他用），然后把该undo slot的值设置为FIL_NULL。
• 如果对应的Undo页面链表是update undo链表，则该Undo页面链表的TRX_UNDO_STATE属性会被设置为TRX_UNDO_TO_PRUGE，则会将该undo slot的值设置为FIL_NULL，然后将本次事务写入的一组undo日志放到所谓的History链表中（需要注意的是，这里并不会将Undo页面链表对应的段给释放掉，因为这些undo日志还有用呢～）。

  多个回滚段

  128个回滚段
  

  回滚段的分类

• 第0号、第33～127号回滚段属于一类。其中第0号回滚段必须在系统表空间中（就是说第0号回滚段对应的Rollback Segment Header页面必须在系统表空间中），第33～127号回滚段既可以在系统表空间中，也可以在自己配置的undo表空间中，关于怎么配置我们稍后再说。如果一个事务在执行过程中由于对普通表的记录做了改动需要分配Undo页面链表时，必须从这一类的段中分配相应的undo slot。
• 第1～32号回滚段属于一类。这些回滚段必须在临时表空间（对应着数据目录中的ibtmp1文件）中。

为事务分配Undo页面链表详细过程

上边说了一大堆的概念，大家应该有一点点的小晕，接下来我们以事务对普通表的记录做改动为例，给大家梳理一下事务执行过程中分配Undo页面链表时的完整过程，

• 事务在执行过程中对普通表的记录首次做改动之前，首先会到系统表空间的第5号页面中分配一个回滚段（其实就是获取一个Rollback Segment Header页面的地址）。一旦某个回滚段被分配给了这个事务，那么之后该事务中再对普通表的记录做改动时，就不会重复分配了。使用传说中的round-robin（循环使用）方式来分配回滚段。比如当前事务分配了第0号回滚段，那么下一个事务就要分配第33号回滚段，下下个事务就要分配第34号回滚段，简单一点的说就是这些回滚段被轮着分配给不同的事务（就是这么简单粗暴，没啥好说的）。
• 在分配到回滚段后，首先看一下这个回滚段的两个cached链表有没有已经缓存了的undo slot，比如如果事务做的是INSERT操作，就去回滚段对应的insert undo cached链表中看看有没有缓存的undo slot；如果事务做的是DELETE操作，就去回滚段对应的update undo cached链表中看看有没有缓存的undo slot。如果有缓存的undo slot，那么就把这个缓存的undo slot分配给该事务。
• 如果没有缓存的undo slot可供分配，那么就要到Rollback Segment Header页面中找一个可用的undo slot分配给当前事务。从Rollback Segment Header页面中分配可用的undo slot的方式我们上边也说过了，就是从第0个undo slot开始，如果该undo slot的值为FIL_NULL，意味着这个undo slot是空闲的，就把这个undo slot分配给当前事务，否则查看第1个undo slot是否满足条件，依次类推，直到最后一个undo slot。如果这1024个undo slot都没有值为FIL_NULL的情况，就直接报错喽（一般不会出现这种情况）～
• 找到可用的undo slot后，如果该undo slot是从cached链表中获取的，那么它对应的Undo Log Segment已经分配了，否则的话需要重新分配一个Undo Log Segment，然后从该Undo Log Segment中申请一个页面作为Undo页面链表的first undo page。
• 然后事务就可以把undo日志写入到上边申请的Undo页面链表了！