undo 記錄原始數(shù)據(jù)、保證原子性(回滾到原始數(shù)據(jù))
redo 記錄新數(shù)據(jù)椿肩、保證持久性
undo荠耽、 redo 都是緩存在內(nèi)存中钩骇，需要落地到硬盤中
undo、 redo 通過緩存铝量，減少事務(wù)中的數(shù)據(jù) IO倘屹。同時(shí)引入了 undo、 redo 持久化時(shí)的 IO

• redo log 不是直接寫入硬盤慢叨，先寫入 redo log buffer纽匙，然后批量刷新到硬盤。
• 并發(fā)事務(wù)會(huì)共享 redo log 的空間拍谐，當(dāng)一次刷新中同時(shí)存在提交和未提交的事務(wù)時(shí)烛缔，會(huì)一并提交。在后續(xù)的提交或回滾中轩拨，redo log 之追加践瓷，不刪除
• InnoDB 將 undo log 看做數(shù)據(jù)，也會(huì)寫入到 redo log
• 回滾本質(zhì)上也是對數(shù)據(jù)的修改亡蓉，也會(huì)寫入到 redo log

Undo log

事務(wù)中有兩種類型的數(shù)據(jù)

start transaction 時(shí)晕翠，原始數(shù)據(jù)記錄到 undo log 中
修改數(shù)據(jù)時(shí)，數(shù)據(jù)狀態(tài)發(fā)生改變
commit 前砍濒，undo log 持久化到磁盤淋肾、數(shù)據(jù)修改后的狀態(tài)持久化到磁盤

Undo Log 是為了實(shí)現(xiàn)事務(wù)的原子性硫麻，在MySQL數(shù)據(jù)庫InnoDB存儲(chǔ)引擎中，還用Undo Log來實(shí)現(xiàn)多版本并發(fā)控制(簡稱：MVCC)樊卓。

• 事務(wù)的原子性(Atomicity)
  事務(wù)中的所有操作拿愧，要么全部完成，要么不做任何操作简识，不能只做部分操作赶掖。如果在執(zhí)行的過程中發(fā)生
  了錯(cuò)誤，要回滾(Rollback)到事務(wù)開始前的狀態(tài)七扰，就像這個(gè)事務(wù)從來沒有執(zhí)行過奢赂。

• 原理
  Undo Log的原理很簡單，為了滿足事務(wù)的原子性颈走，在操作任何數(shù)據(jù)之前膳灶，首先將數(shù)據(jù)備份到一個(gè)地方
  （這個(gè)存儲(chǔ)數(shù)據(jù)備份的地方稱為Undo Log）。然后進(jìn)行數(shù)據(jù)的修改立由。如果出現(xiàn)了錯(cuò)誤或者用戶執(zhí)行了
  ROLLBACK語句轧钓，系統(tǒng)可以利用Undo Log中的備份將數(shù)據(jù)恢復(fù)到事務(wù)開始之前的狀態(tài)。

除了可以保證事務(wù)的原子性锐膜，Undo Log也可以用來輔助完成事務(wù)的持久化毕箍。

• 事務(wù)的持久性(Durability)
  事務(wù)一旦完成，該事務(wù)對數(shù)據(jù)庫所做的所有修改都會(huì)持久的保存到數(shù)據(jù)庫中道盏。為了保證持久性而柑，數(shù)據(jù)庫
  系統(tǒng)會(huì)將修改后的數(shù)據(jù)完全的記錄到持久的存儲(chǔ)上。

• 用Undo Log實(shí)現(xiàn)原子性和持久化的事務(wù)的簡化過程
  假設(shè)有A荷逞、B兩個(gè)數(shù)據(jù)媒咳，值分別為1,2。
  A.事務(wù)開始.
  B.記錄A=1到undo log.
  C.修改A=3.
  D.記錄B=2到undo log.
  E.修改B=4.
  F.將undo log寫到磁盤种远。
  G.將數(shù)據(jù)寫到磁盤涩澡。
  H.事務(wù)提交
  這里有一個(gè)隱含的前提條件：‘?dāng)?shù)據(jù)都是先讀到內(nèi)存中，然后修改內(nèi)存中的數(shù)據(jù)坠敷，最后將數(shù)據(jù)寫回磁盤’妙同。

  之所以能同時(shí)保證原子性和持久化，是因?yàn)橐韵绿攸c(diǎn)：
  A. 更新數(shù)據(jù)前記錄Undo log常拓。
  B. 為了保證持久性渐溶，必須將數(shù)據(jù)在事務(wù)提交前寫到磁盤。只要事務(wù)成功提交弄抬，數(shù)據(jù)必然已經(jīng)持久化茎辐。
  C. Undo log必須先于數(shù)據(jù)持久化到磁盤。如果在G,H之間系統(tǒng)崩潰，undo log是完整的拖陆，
  可以用來回滾事務(wù)弛槐。
  D. 如果在A-F之間系統(tǒng)崩潰,因?yàn)閿?shù)據(jù)沒有持久化到磁盤。所以磁盤上的數(shù)據(jù)還是保持在事務(wù)開始前的狀態(tài)依啰。

缺陷：每個(gè)事務(wù)提交前將數(shù)據(jù)和Undo Log寫入磁盤乎串，這樣會(huì)導(dǎo)致大量的磁盤IO，因此性能很低速警。

如果能夠?qū)?shù)據(jù)緩存一段時(shí)間叹誉，就能減少IO提高性能。但是這樣就會(huì)喪失事務(wù)的持久性闷旧。因此引入了另外一
種機(jī)制來實(shí)現(xiàn)持久化长豁，即Redo Log。

Redo log

• 原理
  和Undo Log相反忙灼，Redo Log記錄的是新數(shù)據(jù)的備份匠襟。在事務(wù)提交前，只要將Redo Log持久化即可该园，
  不需要將數(shù)據(jù)持久化酸舍。當(dāng)系統(tǒng)崩潰時(shí)，雖然數(shù)據(jù)沒有持久化里初，但是Redo Log已經(jīng)持久化啃勉。系統(tǒng)可以根據(jù)
  Redo Log的內(nèi)容，將所有數(shù)據(jù)恢復(fù)到最新的狀態(tài)双妨。

• Undo + Redo事務(wù)的簡化過程
  假設(shè)有A璧亮、B兩個(gè)數(shù)據(jù)，值分別為1,2.
  A.事務(wù)開始.
  B.記錄A=1到undo log.
  C.修改A=3.
  D.記錄A=3到redo log.
  E.記錄B=2到undo log.
  F.修改B=4.
  G.記錄B=4到redo log.
  H.將redo log寫入磁盤斥难。
  I.事務(wù)提交

• Undo + Redo事務(wù)的特點(diǎn)
  A. 為了保證持久性，必須在事務(wù)提交前將Redo Log持久化帘饶。
  B. 數(shù)據(jù)不需要在事務(wù)提交前寫入磁盤哑诊，而是緩存在內(nèi)存中。
  C. Redo Log 保證事務(wù)的持久性及刻。
  D. Undo Log 保證事務(wù)的原子性镀裤。
  E. 有一個(gè)隱含的特點(diǎn)，數(shù)據(jù)必須要晚于redo log寫入持久存儲(chǔ)缴饭。

• IO性能
  Undo + Redo的設(shè)計(jì)主要考慮的是提升IO性能暑劝。雖說通過緩存數(shù)據(jù)，減少了寫數(shù)據(jù)的IO.
  但是卻引入了新的IO颗搂，即寫Redo Log的IO担猛。如果Redo Log的IO性能不好，就不能起到提高性能的目的。
  為了保證Redo Log能夠有比較好的IO性能傅联，InnoDB 的 Redo Log的設(shè)計(jì)有以下幾個(gè)特點(diǎn)：

  A. 盡量保持Redo Log存儲(chǔ)在一段連續(xù)的空間上先改。因此在系統(tǒng)第一次啟動(dòng)時(shí)就會(huì)將日志文件的空間完全分配。
  以順序追加的方式記錄Redo Log,通過順序IO來改善性能蒸走。
  B. 批量寫入日志仇奶。日志并不是直接寫入文件，而是先寫入redo log buffer.當(dāng)需要將日志刷新到磁盤時(shí)
  (如事務(wù)提交),將許多日志一起寫入磁盤.
  C. 并發(fā)的事務(wù)共享Redo Log的存儲(chǔ)空間比驻，它們的Redo Log按語句的執(zhí)行順序该溯，依次交替的記錄在一起，
  以減少日志占用的空間别惦。例如,Redo Log中的記錄內(nèi)容可能是這樣的：
  記錄1: <trx1, insert …>
  記錄2: <trx2, update …>
  記錄3: <trx1, delete …>
  記錄4: <trx3, update …>
  記錄5: <trx2, insert …>
  D. 因?yàn)镃的原因,當(dāng)一個(gè)事務(wù)將Redo Log寫入磁盤時(shí)狈茉，也會(huì)將其他未提交的事務(wù)的日志寫入磁盤。
  E. Redo Log上只進(jìn)行順序追加的操作步咪，當(dāng)一個(gè)事務(wù)需要回滾時(shí)论皆，它的Redo Log記錄也不會(huì)從
  Redo Log中刪除掉。

恢復(fù)(Recovery)

• 恢復(fù)策略
  前面說到未提交的事務(wù)和回滾了的事務(wù)也會(huì)記錄Redo Log猾漫，因此在進(jìn)行恢復(fù)時(shí),這些事務(wù)要進(jìn)行特殊的
  的處理.有2中不同的恢復(fù)策略：

  A. 進(jìn)行恢復(fù)時(shí)点晴，只重做已經(jīng)提交了的事務(wù)。
  B. 進(jìn)行恢復(fù)時(shí)悯周，重做所有事務(wù)包括未提交的事務(wù)和回滾了的事務(wù)粒督。然后通過Undo Log回滾那些
  未提交的事務(wù)。

• InnoDB存儲(chǔ)引擎的恢復(fù)機(jī)制
  MySQL數(shù)據(jù)庫InnoDB存儲(chǔ)引擎使用了B策略, InnoDB存儲(chǔ)引擎中的恢復(fù)機(jī)制有幾個(gè)特點(diǎn)：

  A. 在重做Redo Log時(shí)禽翼，并不關(guān)心事務(wù)性屠橄。 恢復(fù)時(shí)，沒有BEGIN闰挡，也沒有COMMIT,ROLLBACK的行為锐墙。
  也不關(guān)心每個(gè)日志是哪個(gè)事務(wù)的。盡管事務(wù)ID等事務(wù)相關(guān)的內(nèi)容會(huì)記入Redo Log长酗，這些內(nèi)容只是被當(dāng)作
  要操作的數(shù)據(jù)的一部分溪北。
  B. 使用B策略就必須要將Undo Log持久化，而且必須要在寫Redo Log之前將對應(yīng)的Undo Log寫入磁盤夺脾。
  Undo和Redo Log的這種關(guān)聯(lián)之拨，使得持久化變得復(fù)雜起來。為了降低復(fù)雜度咧叭，InnoDB將Undo Log看作
  數(shù)據(jù)蚀乔，因此記錄Undo Log的操作也會(huì)記錄到redo log中。這樣undo log就可以象數(shù)據(jù)一樣緩存起來菲茬，
  而不用在redo log之前寫入磁盤了吉挣。
  包含Undo Log操作的Redo Log派撕，看起來是這樣的：
  記錄1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
  記錄2: <trx1, insert …>
  記錄3: <trx2, Undo log insert <undo_update …>>
  記錄4: <trx2, update …>
  記錄5: <trx3, Undo log insert <undo_delete …>>
  記錄6: <trx3, delete …>
  C. 到這里，還有一個(gè)問題沒有弄清楚听想。既然Redo沒有事務(wù)性腥刹，那豈不是會(huì)重新執(zhí)行被回滾了的事務(wù)？
  確實(shí)是這樣汉买。同時(shí)Innodb也會(huì)將事務(wù)回滾時(shí)的操作也記錄到redo log中衔峰。回滾操作本質(zhì)上也是
  對數(shù)據(jù)進(jìn)行修改蛙粘，因此回滾時(shí)對數(shù)據(jù)的操作也會(huì)記錄到Redo Log中垫卤。
  一個(gè)回滾了的事務(wù)的Redo Log，看起來是這樣的：
  記錄1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
  記錄2: <trx1, insert A…>
  記錄3: <trx1, Undo log insert <undo_update …>>
  記錄4: <trx1, update B…>
  記錄5: <trx1, Undo log insert <undo_delete …>>
  記錄6: <trx1, delete C…>
  記錄7: <trx1, insert C>
  記錄8: <trx1, update B to old value>
  記錄9: <trx1, delete A>
  一個(gè)被回滾了的事務(wù)在恢復(fù)時(shí)的操作就是先redo再undo出牧，因此不會(huì)破壞數(shù)據(jù)的一致性.

• InnoDB存儲(chǔ)引擎中相關(guān)的函數(shù)
  Redo: recv_recovery_from_checkpoint_start()
  Undo: recv_recovery_rollback_active()
  Undo Log的Redo Log: trx_undof_page_add_undo_rec_log()