我们都知道事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性，在事务中的操作，要么全部执行，要么全部不做，这就是事务的目的。事务的隔离性由锁机制实现，原子性、一致性和持久性由事务的redo 日志和undo 日志来保证。所以本篇文章将讨论关于事务中的redo和undo的几个问题：
- redo 日志与undo日志分别是什么？
- redo 如何保证事务的持久性？
- undo log 是否是redo log的逆过程？
redo log
Redo 的类型
重做日志(redo log)用来保证事务的持久性，即事务ACID中的D。实际上它可以分为以下两种类型：
- 物理Redo日志
- 逻辑Redo日志
在InnoDB存储引擎中，大部分情况下 Redo是物理日志，记录的是数据页的物理变化。而逻辑Redo日志，不是记录页面的实际修改，而是记录修改页面的一类操作，比如新建数据页时，需要记录逻辑日志。关于逻辑Redo日志涉及更加底层的内容，这里我们只需要记住绝大数情况下，Redo是物理日志即可，DML对页的修改操作，均需要记录Redo.
Redo 的作用
Redo log的主要作用是用于数据库的崩溃恢复
Redo 的组成
Redo log可以简单分为以下两个部分：
- 一是内存中重做日志缓冲 (redo log buffer),是易失的，在内存中
- 二是重做日志文件 (redo log file)，是持久的，保存在磁盘中
什么时候写Redo?
上面那张图简单地体现了Redo的写入流程，这里再细说下写入Redo的时机：
- 在数据页修改完成之后，在脏页刷出磁盘之前，写入redo日志。注意的是先修改数据，后写日志
- redo日志比数据页先写回磁盘
- 聚集索引、二级索引、undo页面的修改，均需要记录Redo日志。
Redo的整体流程
下面以一个更新事务为例，宏观上把握redo log 流转过程，如下图所示：
mysql_redo
- 第一步：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
- 第二步：生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值
- 第三步：当事务commit时，将redo log buffer中的内容刷新到 redo log file，对 redo log file采用追加写的方式
- 第四步：定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中
redo如何保证 事务的持久性？
InnoDB是事务的存储引擎，其通过Force Log at Commit 机制实现事务的持久性，即当事务提交时，先将 redo log buffer 写入到 redo log file 进行持久化，待事务的commit操作完成时才算完成。这种做法也被称为 Write-Ahead Log(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。
为了保证每次日志都写入redo log file，在每次将redo buffer写入redo log file之后，默认情况下，InnoDB存储引擎都需要调用一次 fsync操作,因为重做日志打开并没有 O_DIRECT选项，所以重做日志先写入到文件系统缓存。为了确保重做日志写入到磁盘，必须进行一次 fsync操作。fsync是一种系统调用操作，其fsync的效率取决于磁盘的性能，因此磁盘的性能也影响了事务提交的性能，也就是数据库的性能。
(O_DIRECT选项是在Linux系统中的选项，使用该选项后，对文件进行直接IO操作，不经过文件系统缓存，直接写入磁盘)
上面提到的Force Log at Commit机制就是靠InnoDB存储引擎提供的参数 innodb_flush_log_at_trx_commit来控制的，该参数可以控制 redo log刷新到磁盘的策略，设置该参数值也可以允许用户设置非持久性的情况发生，具体如下：
- 当设置参数为1时，（默认为1），表示事务提交时必须调用一次
fsync操作，最安全的配置，保障持久性 - 当设置参数为2时，则在事务提交时只做 write 操作，只保证将redo log buffer写到系统的页面缓存中，不进行fsync操作，因此如果MySQL数据库宕机时 不会丢失事务，但操作系统宕机则可能丢失事务
- 当设置参数为0时，表示事务提交时不进行写入redo log操作，这个操作仅在master thread 中完成，而在master thread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。（master thread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）
fsync和write操作实际上是系统调用函数，在很多持久化场景都有使用到，比如 Redis 的AOF持久化中也使用到两个函数。fsync操作 将数据提交到硬盘中，强制硬盘同步，将一直阻塞到写入硬盘完成后返回，大量进行fsync操作就有性能瓶颈，而write操作将数据写到系统的页面缓存后立即返回，后面依靠系统的调度机制将缓存数据刷到磁盘中去,其顺序是user buffer——> page cache——>disk。
usebuffer_pagecache_disk
除了上面谈到的Force Log at Commit机制保证事务的持久性，实际上重做日志的实现还要依赖于mini-transaction。
Redo在InnoDB中是如何实现的？与mini-transaction的联系？
Redo的实现实则跟mini-transaction紧密相关，mini-transaction是一种InnoDB内部使用的机制，通过mini-transaction来保证并发事务操作下以及数据库异常时数据页中数据的一致性，但它不属于事务。
为了使得mini-transaction保证数据页数据的一致性，mini-transaction必须遵循以下三种协议：
- The FIX Rules
- Write-Ahead Log
- Force-log-at-commit
The FIX Rules
修改一个数据页时需要获得该页的x-latch(排他锁)，获取一个数据页时需要该页的s-latch(读锁或者称为共享锁) 或者是 x-latch，持有该页的锁直到修改或访问该页的操作完成。
Write-Ahead Log
在前面阐述中就提到了Write-Ahead Log(预先写日志)。在持久化一个数据页之前，必须先将内存中相应的日志页持久化。每个页都有一个LSN(log sequence number)，代表日志序列号，（LSN占用8字节，单调递增), 当一个数据页需要写入到持久化设备之前，要求内存中小于该页LSN的日志先写入持久化设备
那为什么必须要先写日志呢？可不可以不写日志，直接将数据写入磁盘？原则上是可以的，只不过会产生一些问题，数据修改会产生随机IO，但日志是顺序IO，append方式顺序写，是一种串行的方式，这样才能充分利用磁盘的性能。
Force-log-at-commit
这一点也就是前文提到的如何保证事务的持久性的内容，这里再次总结一下，与上面的内容相呼应。在一个事务中可以修改多个页，Write-Ahead Log 可以保证单个数据页的一致性，但是无法保证事务的持久性，Force-log-at-commit 要求当一个事务提交时，其产生所有的mini-transaction 日志必须刷新到磁盘中，若日志刷新完成后，在缓冲池中的页刷新到持久化存储设备前数据库发生了宕机，那么数据库重启时，可以通过日志来保证数据的完整性。
重做日志的写入流程
重做日志写入流程
上图表示了重做日志的写入流程，每个mini-transaction对应每一条DML操作，比如一条update语句，其由一个mini-transaction来保证，对数据修改后，产生redo1，首先将其写入mini-transaction私有的Buffer中，update语句结束后，将redo1从私有Buffer拷贝到公有的Log Buffer中。当整个外部事务提交时，将redo log buffer再刷入到redo log file中。
undo log
undo log的定义
undo log主要记录的是数据的逻辑变化，为了在发生错误时回滚之前的操作，需要将之前的操作都记录下来，然后在发生错误时才可以回滚。
undo log的作用
undo是一种逻辑日志，有两个作用：
- 用于事务的回滚
- MVCC
关于MVCC(多版本并发控制)的内容这里就不多说了，本文重点关注undo log用于事务的回滚。
undo日志，只将数据库逻辑地恢复到原来的样子，在回滚的时候，它实际上是做的相反的工作，比如一条INSERT ，对应一条 DELETE，对于每个UPDATE,对应一条相反的 UPDATE,将修改前的行放回去。undo日志用于事务的回滚操作进而保障了事务的原子性。
undo log的写入时机
- DML操作修改聚簇索引前，记录undo日志
- 二级索引记录的修改，不记录undo日志
需要注意的是，undo页面的修改，同样需要记录redo日志。
undo的存储位置
在InnoDB存储引擎中，undo存储在回滚段(Rollback Segment)中,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5.6以前，Rollback Segment是在共享表空间里的，5.6.3之后，可通过 innodb_undo_tablespace设置undo存储的位置。
undo的类型
在InnoDB存储引擎中，undo log分为：
- insert undo log
- update 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。故该undo log可以在事务提交后直接删除，不需要进行purge操作。
而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，因此不能再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。在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。
undo log 是否是redo log的逆过程？
undo log 是否是redo log的逆过程？其实从前文就可以得出答案了，undo log是逻辑日志，对事务回滚时，只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子，而redo log是物理日志，记录的是数据页的物理变化，显然undo log不是redo log的逆过程。
redo & undo总结
下面是redo log + undo log的简化过程，便于理解两种日志的过程：
假设有A、B两个数据，值分别为1,2.
1. 事务开始
2. 记录A=1到undo log
3. 修改A=3
4. 记录A=3到 redo log
5. 记录B=2到 undo log
6. 修改B=4
7. 记录B=4到redo log
8. 将redo log写入磁盘
9. 事务提交实际上，在insert/update/delete操作中，redo和undo分别记录的内容都不一样，量也不一样。在InnoDB内存中，一般的顺序如下：
- 写undo的redo
- 写undo
- 修改数据页
- 写Redo