作者：駿馬金龍
出處：
https://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/archive/2018/05/08/9010872.htmlinnodb事務日志包括redo log和undo log。redo log是重做日志，提供前滾操作，undo log是復原日志，提供復原操作。
undo log不是redo log的逆向過程，其實它們都算是用來恢複的日志：
1.redo log通常是實體日志，記錄的是資料頁的實體修改，而不是某一行或某幾行修改成怎樣怎樣，它用來恢複送出後的實體資料頁(恢複資料頁，且隻能恢複到最後一次送出的位置)。
2.undo用來復原行記錄到某個版本。undo log一般是邏輯日志，根據每行記錄進行記錄。
1.redo log
1.1 redo log和二進制日志的差別
redo log不是二進制日志。雖然二進制日志中也記錄了innodb表的很多操作，**也能實作重做的功能，但是它們之間有很大差別。
二進制日志是在存儲引擎的上層産生的，不管是什麼存儲引擎，對資料庫進行了修改都會産生二進制日志。而redo log是innodb層産生的，隻記錄該存儲引擎中表的修改。并且二進制日志先于redo log被記錄。具體的見後文group commit小結。
二進制日志記錄操作的方法是邏輯性的語句。即便它是基于行格式的記錄方式，其本質也還是邏輯的SQL設定，如該行記錄的每列的值是多少。而redo log是在實體格式上的日志，它記錄的是資料庫中每個頁的修改。
二進制日志隻在每次事務送出的時候一次性寫入緩存中的日志"檔案"(對于非事務表的操作，則是每次執行語句成功後就直接寫入)。而redo log在資料準備修改前寫入緩存中的redo log中，然後才對緩存中的資料執行修改操作；而且保證在發出事務送出指令時，先向緩存中的redo log寫入日志，寫入完成後才執行送出動作。
因為二進制日志隻在送出的時候一次性寫入，是以二進制日志中的記錄方式和送出順序有關，且一次送出對應一次記錄。而redo log中是記錄的實體頁的修改，redo log檔案中同一個事務可能多次記錄，最後一個送出的事務記錄會覆寫所有未送出的事務記錄。例如事務T1，可能在redo log中記錄了 T1-1,T1-2,T1-3，T1* 共4個操作，其中 T1* 表示最後送出時的日志記錄，是以對應的資料頁最終狀态是 T1* 對應的操作結果。而且redo log是并發寫入的，不同僚務之間的不同版本的記錄會穿插寫入到redo log檔案中，例如可能redo log的記錄方式如下： T1-1,T1-2,T2-1,T2-2,T2,T1-3,T1 。
事務日志記錄的是實體頁的情況，它具有幂等性，是以記錄日志的方式極其簡練。幂等性的意思是多次操作前後狀态是一樣的，例如新插入一行後又删除該行，前後狀态沒有變化。而二進制日志記錄的是所有影響資料的操作，記錄的内容較多。例如插入一行記錄一次，删除該行又記錄一次。
1.2 redo log的基本概念
redo log包括兩部分：一是記憶體中的日志緩沖(redo log buffer)，該部分日志是易失性的；二是磁盤上的重做日志檔案(redo log file)，該部分日志是持久的。
在概念上，innodb通過force log at commit機制實作事務的持久性，即在事務送出的時候，必須先将該事務的所有事務日志寫入到磁盤上的redo log file和undo log file中進行持久化。
為了確定每次日志都能寫入到事務日志檔案中，在每次将log buffer中的日志寫入日志檔案的過程中都會調用一次作業系統的fsync操作(即fsync()系統調用)。因為MariaDB/MySQL是工作在使用者空間的，MariaDB/MySQL的log buffer處于使用者空間的記憶體中。要寫入到磁盤上的log file中(redo:ib_logfileN檔案,undo:share tablespace或.ibd檔案)，中間還要經過作業系統核心空間的os buffer，調用fsync()的作用就是将OS buffer中的日志刷到磁盤上的log file中。
也就是說，從redo log buffer寫日志到磁盤的redo log file中，過程如下：
在此處需要注意一點，一般所說的log file并不是磁盤上的實體日志檔案，而是作業系統緩存中的log file，官方手冊上的意思也是如此(例如：With a value of 2, the contents of the InnoDB log buffer are written to the log file after each transaction commit and the log file is flushed to disk approximately once per second)。但說實話，這不太好了解，既然都稱為file了，應該已經屬于實體檔案了。是以在本文後續内容中都以os buffer或者file system buffer來表示官方手冊中所說的Log file，然後log file則表示磁盤上的實體日志檔案，即log file on disk。
另外，之是以要經過一層os buffer，是因為open日志檔案的時候，open沒有使用O_DIRECT标志位，該标志位意味着繞過作業系統層的os buffer，IO直寫到底層儲存設備。不使用該标志位意味着将日志進行緩沖，緩沖到了一定容量，或者顯式fsync()才會将緩沖中的刷到儲存設備。使用該标志位意味着每次都要發起系統調用。比如寫abcde，不使用o_direct将隻發起一次系統調用，使用o_object将發起5次系統調用。
MySQL支援使用者自定義在commit時如何将log buffer中的日志刷log file中。這種控制通過變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值來決定。該變量有3種值：0、1、2，預設為1。但注意，這個變量隻是控制commit動作是否重新整理log buffer到磁盤。
當設定為1的時候，事務每次送出都會将log buffer中的日志寫入os buffer并調用fsync()刷到log file on disk中。這種方式即使系統崩潰也不會丢失任何資料，但是因為每次送出都寫入磁盤，IO的性能較差。
當設定為0的時候，事務送出時不會将log buffer中日志寫入到os buffer，而是每秒寫入os buffer并調用fsync()寫入到log file on disk中。也就是說設定為0時是(大約)每秒重新整理寫入到磁盤中的，當系統崩潰，會丢失1秒鐘的資料。
當設定為2的時候，每次送出都僅寫入到os buffer，然後是每秒調用fsync()将os buffer中的日志寫入到log file on disk。
注意，有一個變量 innodb_flush_log_at_timeout 的值為1秒，該變量表示的是刷日志的頻率，很多人誤以為是控制 innodb_flush_log_at_trx_commit 值為0和2時的1秒頻率，實際上并非如此。測試時将頻率設定為5和設定為1，當 innodb_flush_log_at_trx_commit 設定為0和2的時候性能基本都是不變的。關于這個頻率是控制什麼的，在後面的"刷日志到磁盤的規則"中會說。
在主從複制結構中，要保證事務的持久性和一緻性，需要對日志相關變量設定為如下：
如果啟用了二進制日志，則設定sync_binlog=1，即每送出一次事務同步寫到磁盤中。
總是設定innodb_flush_log_at_trx_commit=1，即每送出一次事務都寫到磁盤中。
上述兩項變量的設定保證了：每次送出事務都寫入二進制日志和事務日志，并在送出時将它們重新整理到磁盤中。
選擇刷日志的時間會嚴重影響資料修改時的性能，特别是刷到磁盤的過程。下例就測試了 innodb_flush_log_at_trx_commit 分别為0、1、2時的差距。
#建立測試表
drop table if exists test_flush_log;
create table test_flush_log(id int,name char(50))engine=innodb;
#建立插入指定行數的記錄到測試表中的存儲過程
drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
declare s int default 1;
declare c char(50) default repeat('a',50);
while s<=i do
start transaction;
insert into test_flush_log values(null,c);
commit;
set s=s+1;
end while;
end$$
delimiter ; 目前環境下， innodb_flush_log_at_trx_commit 的值為1，即每次送出都刷日志到磁盤。測試此時插入10W條記錄的時間。
mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (15.48 sec) 結果是15.48秒。
再測試值為2的時候，即每次送出都重新整理到os buffer，但每秒才刷入磁盤中。
mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=2;
mysql> truncate test_flush_log;
mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (3.41 sec) 結果插入時間大減，隻需3.41秒。
最後測試值為0的時候，即每秒才刷到os buffer和磁盤。
mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=0;
mysql> truncate test_flush_log;
mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (2.10 sec) 結果隻有2.10秒。
最後可以發現，其實值為2和0的時候，它們的差距并不太大，但2卻比0要安全的多。它們都是每秒從os buffer刷到磁盤，它們之間的時間差展現在log buffer刷到os buffer上。因為将log buffer中的日志重新整理到os buffer隻是記憶體資料的轉移，并沒有太大的開銷，是以每次送出和每秒刷入差距并不大。可以測試插入更多的資料來比較，以下是插入100W行資料的情況。從結果可見，值為2和0的時候差距并不大，但值為1的性能卻差太多。
盡管設定為0和2可以大幅度提升插入性能，但是在故障的時候可能會丢失1秒鐘資料，這1秒鐘很可能有大量的資料，從上面的測試結果看，100W條記錄也隻消耗了20多秒，1秒鐘大約有4W-5W條資料，盡管上述插入的資料簡單，但卻說明了資料丢失的大量性。更好的插入資料的做法是将值設定為1，然後修改存儲過程，将每次循環都送出修改為隻送出一次，這樣既能保證資料的一緻性，也能提升性能，修改如下：
drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
declare s int default 1;
declare c char(50) default repeat('a',50);
start transaction;
while s<=i DO
insert into test_flush_log values(null,c);
set s=s+1;
end while;
commit;
end$$
delimiter ; 測試值為1時的情況。
mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=1;
mysql> truncate test_flush_log;
mysql> call proc(1000000);
Query OK, 0 rows affected (11.26 sec) 1.3 日志塊(log block)
innodb存儲引擎中，redo log以塊為機關進行存儲的，每個塊占512位元組，這稱為redo log block。是以不管是log buffer中還是os buffer中以及redo log file on disk中，都是這樣以512位元組的塊存儲的。
每個redo log block由3部分組成：日志塊頭、日志塊尾和日志主體。其中日志塊頭占用12位元組，日志塊尾占用8位元組，是以每個redo log block的日志主體部分隻有512-12-8=492位元組。
因為redo log記錄的是資料頁的變化，當一個資料頁産生的變化需要使用超過492位元組()的redo log來記錄，那麼就會使用多個redo log block來記錄該資料頁的變化。
日志塊頭包含4部分：
log_block_hdr_no：(4位元組)該日志塊在redo log buffer中的位置ID。
log_block_hdr_data_len：(2位元組)該log block中已記錄的log大小。寫滿該log block時為0x200，表示512位元組。
log_block_first_rec_group：(2位元組)該log block中第一個log的開始偏移位置。
lock_block_checkpoint_no：(4位元組)寫入檢查點資訊的位置。
關于log block塊頭的第三部分 log_block_first_rec_group ，因為有時候一個資料頁産生的日志量超出了一個日志塊，這是需要用多個日志塊來記錄該頁的相關日志。例如，某一資料頁産生了552位元組的日志量，那麼需要占用兩個日志塊，第一個日志塊占用492位元組，第二個日志塊需要占用60個位元組，那麼對于第二個日志塊來說，它的第一個log的開始位置就是73位元組(60+12)。如果該部分的值和 log_block_hdr_data_len 相等，則說明該log block中沒有新開始的日志塊，即表示該日志塊用來延續前一個日志塊。
日志尾隻有一個部分： log_block_trl_no ，該值和塊頭的 log_block_hdr_no 相等。
上面所說的是一個日志塊的内容，在redo log buffer或者redo log file on disk中，由很多log block組成。如下圖：
1.4 log group和redo log file
log group表示的是redo log group，一個組内由多個大小完全相同的redo log file組成。組内redo log file的數量由變量 innodb_log_files_group 決定，預設值為2，即兩個redo log file。這個組是一個邏輯的概念，并沒有真正的檔案來表示這是一個組，但是可以通過變量 innodb_log_group_home_dir 來定義組的目錄，redo log file都放在這個目錄下，預設是在datadir下。
mysql> show global variables like "innodb_log%";
+-----------------------------+----------+
| Variable_name | Value |
+-----------------------------+----------+
| innodb_log_buffer_size | 8388608 |
| innodb_log_compressed_pages | ON |
| innodb_log_file_size | 50331648 |
| innodb_log_files_in_group | 2 |
| innodb_log_group_home_dir | ./ |
+-----------------------------+----------+
[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 30 23:12 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile1 可以看到在預設的資料目錄下，有兩個ib_logfile開頭的檔案，它們就是log group中的redo log file，而且它們的大小完全一緻且等于變量 innodb_log_file_size 定義的值。第一個檔案ibdata1是在沒有開啟 innodb_file_per_table 時的共享表空間檔案，對應于開啟 innodb_file_per_table 時的.ibd檔案。
在innodb将log buffer中的redo log block刷到這些log file中時，會以追加寫入的方式循環輪訓寫入。即先在第一個log file（即ib_logfile0）的尾部追加寫，直到滿了之後向第二個log file（即ib_logfile1）寫。當第二個log file滿了會清空一部分第一個log file繼續寫入。
由于是将log buffer中的日志刷到log file，是以在log file中記錄日志的方式也是log block的方式。
在每個組的第一個redo log file中，前2KB記錄4個特定的部分，從2KB之後才開始記錄log block。除了第一個redo log file中會記錄，log group中的其他log file不會記錄這2KB，但是卻會騰出這2KB的空間。如下：
redo log file的大小對innodb的性能影響非常大，設定的太大，恢複的時候就會時間較長，設定的太小，就會導緻在寫redo log的時候循環切換redo log file。
1.5 redo log的格式
因為innodb存儲引擎存儲資料的單元是頁(和SQL Server中一樣)，是以redo log也是基于頁的格式來記錄的。預設情況下，innodb的頁大小是16KB(由 innodb_page_size 變量控制)，一個頁内可以存放非常多的log block(每個512位元組)，而log block中記錄的又是資料頁的變化。
其中log block中492位元組的部分是log body，該log body的格式分為4部分：
redo_log_type：占用1個位元組，表示redo log的日志類型。
space：表示表空間的ID，采用壓縮的方式後，占用的空間可能小于4位元組。
page_no：表示頁的偏移量，同樣是壓縮過的。
redo_log_body表示每個重做日志的資料部分，恢複時會調用相應的函數進行解析。例如insert語句和delete語句寫入redo log的内容是不一樣的。
如下圖，分别是insert和delete大緻的記錄方式。
1.6 日志刷盤的規則
log buffer中未刷到磁盤的日志稱為髒日志(dirty log)。
在上面的說過，預設情況下事務每次送出的時候都會刷事務日志到磁盤中，這是因為變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值為1。但是innodb不僅僅隻會在有commit動作後才會刷日志到磁盤，這隻是innodb存儲引擎刷日志的規則之一。
刷日志到磁盤有以下幾種規則：
1.發出commit動作時。已經說明過，commit發出後是否刷日志由變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。
2.每秒刷一次。這個刷日志的頻率由變量 innodb_flush_log_at_timeout 值決定，預設是1秒。要注意，這個刷日志頻率和commit動作無關。
3.當log buffer中已經使用的記憶體超過一半時。
4.當有checkpoint時，checkpoint在一定程度上代表了刷到磁盤時日志所處的LSN位置。
1.7 資料頁刷盤的規則及checkpoint
記憶體中(buffer pool)未刷到磁盤的資料稱為髒資料(dirty data)。由于資料和日志都以頁的形式存在，是以髒頁表示髒資料和髒日志。
上一節介紹了日志是何時刷到磁盤的，不僅僅是日志需要刷盤，髒資料頁也一樣需要刷盤。
在innodb中，資料刷盤的規則隻有一個：checkpoint。但是觸發checkpoint的情況卻有幾種。不管怎樣，checkpoint觸發後，會将buffer中髒資料頁和髒日志頁都刷到磁盤。
innodb存儲引擎中checkpoint分為兩種：
sharp checkpoint：在重用redo log檔案(例如切換日志檔案)的時候，将所有已記錄到redo log中對應的髒資料刷到磁盤。
fuzzy checkpoint：一次隻刷一小部分的日志到磁盤，而非将所有髒日志刷盤。有以下幾種情況會觸發該檢查點：
master thread checkpoint：由master線程控制，每秒或每10秒刷入一定比例的髒頁到磁盤。
flush_lru_list checkpoint：從MySQL5.6開始可通過 innodb_page_cleaners 變量指定專門負責髒頁刷盤的page cleaner線程的個數，該線程的目的是為了保證lru清單有可用的空閑頁。
async/sync flush checkpoint：同步刷盤還是異步刷盤。例如還有非常多的髒頁沒刷到磁盤(非常多是多少，有比例控制)，這時候會選擇同步刷到磁盤，但這很少出現；如果髒頁不是很多，可以選擇異步刷到磁盤，如果髒頁很少，可以暫時不刷髒頁到磁盤
dirty page too much checkpoint：髒頁太多時強制觸發檢查點，目的是為了保證緩存有足夠的空閑空間。too much的比例由變量 innodb_max_dirty_pages_pct 控制，MySQL 5.6預設的值為75，即當髒頁占緩沖池的百分之75後，就強制刷一部分髒頁到磁盤。
由于刷髒頁需要一定的時間來完成，是以記錄檢查點的位置是在每次刷盤結束之後才在redo log中标記的。
MySQL停止時是否将髒資料和髒日志刷入磁盤，由變量innodb_fast_shutdown={ 0|1|2 }控制，預設值為1，即停止時隻做一部分purge，忽略大多數flush操作(但至少會刷日志)，在下次啟動的時候再flush剩餘的内容，實作fast shutdown。
1.8 LSN超詳細分析
LSN稱為日志的邏輯序列号(log sequence number)，在innodb存儲引擎中，lsn占用8個位元組。LSN的值會随着日志的寫入而逐漸增大。
根據LSN，可以擷取到幾個有用的資訊：
1.資料頁的版本資訊。
2.寫入的日志總量，通過LSN開始号碼和結束号碼可以計算出寫入的日志量。
3.可知道檢查點的位置。
實際上還可以獲得很多隐式的資訊。
LSN不僅存在于redo log中，還存在于資料頁中，在每個資料頁的頭部，有一個fil_page_lsn記錄了目前頁最終的LSN值是多少。通過資料頁中的LSN值和redo log中的LSN值比較，如果頁中的LSN值小于redo log中LSN值，則表示資料丢失了一部分，這時候可以通過redo log的記錄來恢複到redo log中記錄的LSN值時的狀态。
redo log的lsn資訊可以通過 show engine innodb status 來檢視。MySQL 5.5版本的show結果中隻有3條記錄，沒有pages flushed up to。
mysql> show engine innodb stauts
---
LOG
---
Log sequence number 2225502463
Log flushed up to 2225502463
Pages flushed up to 2225502463
Last checkpoint at 2225502463
0 pending log writes, 0 pending chkp writes
3201299 log i/o's done, 0.00 log i/o's/second 其中：
log sequence number就是目前的redo log(in buffer)中的lsn；
log flushed up to是刷到redo log file on disk中的lsn；
pages flushed up to是已經刷到磁盤資料頁上的LSN；
last checkpoint at是上一次檢查點所在位置的LSN。
innodb從執行修改語句開始：
(1).首先修改記憶體中的資料頁，并在資料頁中記錄LSN，暫且稱之為data_in_buffer_lsn；
(2).并且在修改資料頁的同時(幾乎是同時)向redo log in buffer中寫入redo log，并記錄下對應的LSN，暫且稱之為redo_log_in_buffer_lsn；
(3).寫完buffer中的日志後，當觸發了日志刷盤的幾種規則時，會向redo log file on disk刷入重做日志，并在該檔案中記下對應的LSN，暫且稱之為redo_log_on_disk_lsn；
(4).資料頁不可能永遠隻停留在記憶體中，在某些情況下，會觸發checkpoint來将記憶體中的髒頁(資料髒頁和日志髒頁)刷到磁盤，是以會在本次checkpoint髒頁刷盤結束時，在redo log中記錄checkpoint的LSN位置，暫且稱之為checkpoint_lsn。
(5).要記錄checkpoint所在位置很快，隻需簡單的設定一個标志即可，但是刷資料頁并不一定很快，例如這一次checkpoint要刷入的資料頁非常多。也就是說要刷入所有的資料頁需要一定的時間來完成，中途刷入的每個資料頁都會記下目前頁所在的LSN，暫且稱之為data_page_on_disk_lsn。
詳細說明如下圖：
上圖中，從上到下的橫線分别代表：時間軸、buffer中資料頁中記錄的LSN(data_in_buffer_lsn)、磁盤中資料頁中記錄的LSN(data_page_on_disk_lsn)、buffer中重做日志記錄的LSN(redo_log_in_buffer_lsn)、磁盤中重做日志檔案中記錄的LSN(redo_log_on_disk_lsn)以及檢查點記錄的LSN(checkpoint_lsn)。
假設在最初時(12:0:00)所有的日志頁和資料頁都完成了刷盤，也記錄好了檢查點的LSN，這時它們的LSN都是完全一緻的。假設此時開啟了一個事務，并立刻執行了一個update操作，執行完成後，buffer中的資料頁和redo log都記錄好了更新後的LSN值，假設為110。這時候如果執行 show engine innodb status 檢視各LSN的值，即圖中①處的位置狀态，結果會是：
log sequence number(110) > log flushed up to(100) = pages flushed up to = last checkpoint at 之後又執行了一個delete語句，LSN增長到150。等到12:00:01時，觸發redo log刷盤的規則(其中有一個規則是 innodb_flush_log_at_timeout 控制的預設日志刷盤頻率為1秒)，這時redo log file on disk中的LSN會更新到和redo log in buffer的LSN一樣，是以都等于150，這時 show engine innodb status ，即圖中②的位置，結果将會是：
log sequence number(150) = log flushed up to > pages flushed up to(100) = last checkpoint at 再之後，執行了一個update語句，緩存中的LSN将增長到300，即圖中③的位置。
假設随後檢查點出現，即圖中④的位置，正如前面所說，檢查點會觸發資料頁和日志頁刷盤，但需要一定的時間來完成，是以在資料頁刷盤還未完成時，檢查點的LSN還是上一次檢查點的LSN，但此時磁盤上資料頁和日志頁的LSN已經增長了，即：
log sequence number > log flushed up to 和 pages flushed up to > last checkpoint at 但是log flushed up to和pages flushed up to的大小無法确定，因為日志刷盤可能快于資料刷盤，也可能等于，還可能是慢于。但是checkpoint機制有保護資料刷盤速度是慢于日志刷盤的：當資料刷盤速度超過日志刷盤時，将會暫時停止資料刷盤，等待日志刷盤進度超過資料刷盤。
等到資料頁和日志頁刷盤完畢，即到了位置⑤的時候，所有的LSN都等于300。
随着時間的推移到了12:00:02，即圖中位置⑥，又觸發了日志刷盤的規則，但此時buffer中的日志LSN和磁盤中的日志LSN是一緻的，是以不執行日志刷盤，即此時 show engine innodb status 時各種lsn都相等。
随後執行了一個insert語句，假設buffer中的LSN增長到了800，即圖中位置⑦。此時各種LSN的大小和位置①時一樣。
随後執行了送出動作，即位置⑧。預設情況下，送出動作會觸發日志刷盤，但不會觸發資料刷盤，是以 show engine innodb status 的結果是：
log sequence number = log flushed up to > pages flushed up to = last checkpoint at 最後随着時間的推移，檢查點再次出現，即圖中位置⑨。但是這次檢查點不會觸發日志刷盤，因為日志的LSN在檢查點出現之前已經同步了。假設這次資料刷盤速度極快，快到一瞬間内完成而無法捕捉到狀态的變化，這時 show engine innodb status 的結果将是各種LSN相等。
1.9 innodb的恢複行為
在啟動innodb的時候，不管上次是正常關閉還是異常關閉，總是會進行恢複操作。
因為redo log記錄的是資料頁的實體變化，是以恢複的時候速度比邏輯日志(如二進制日志)要快很多。而且，innodb自身也做了一定程度的優化，讓恢複速度變得更快。
重新開機innodb時，checkpoint表示已經完整刷到磁盤上data page上的LSN，是以恢複時僅需要恢複從checkpoint開始的日志部分。例如，當資料庫在上一次checkpoint的LSN為10000時當機，且事務是已經送出過的狀态。啟動資料庫時會檢查磁盤中資料頁的LSN，如果資料頁的LSN小于日志中的LSN，則會從檢查點開始恢複。
還有一種情況，在當機前正處于checkpoint的刷盤過程，且資料頁的刷盤進度超過了日志頁的刷盤進度。這時候一當機，資料頁中記錄的LSN就會大于日志頁中的LSN，在重新開機的恢複過程中會檢查到這一情況，這時超出日志進度的部分将不會重做，因為這本身就表示已經做過的事情，無需再重做。
另外，事務日志具有幂等性，是以多次操作得到同一結果的行為在日志中隻記錄一次。而二進制日志不具有幂等性，多次操作會全部記錄下來，在恢複的時候會多次執行二進制日志中的記錄，速度就慢得多。例如，某記錄中id初始值為2，通過update将值設定為了3，後來又設定成了2，在事務日志中記錄的将是無變化的頁，根本無需恢複；而二進制會記錄下兩次update操作，恢複時也将執行這兩次update操作，速度比事務日志恢複更慢。
1.10 和redo log有關的幾個變量
innodb_flush_log_at_trx_commit={0|1|2} # 指定何時将事務日志刷到磁盤，預設為1。
0表示每秒将"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日志檔案中。
1表示每事務送出都将"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日志檔案中。
2表示每事務送出都将"log buffer"同步到"os buffer"但每秒才從"os buffer"刷到磁盤日志檔案中。
innodb_log_buffer_size：# log buffer的大小，預設8M
innodb_log_file_size：#事務日志的大小，預設5M
innodb_log_files_group =2：# 事務日志組中的事務日志檔案個數，預設2個
innodb_log_group_home_dir =./：# 事務日志組路徑，目前目錄表示資料目錄
innodb_mirrored_log_groups =1：# 指定事務日志組的鏡像組個數，但鏡像功能好像是強制關閉的，是以隻有一個log group。在MySQL5.7中該變量已經移除。
2.undo log
2.1 基本概念
undo log有兩個作用：提供復原和多個行版本控制(MVCC)。
在資料修改的時候，不僅記錄了redo，還記錄了相對應的undo，如果因為某些原因導緻事務失敗或復原了，可以借助該undo進行復原。
undo log和redo log記錄實體日志不一樣，它是邏輯日志。可以認為當delete一條記錄時，undo log中會記錄一條對應的insert記錄，反之亦然，當update一條記錄時，它記錄一條對應相反的update記錄。
當執行rollback時，就可以從undo log中的邏輯記錄讀取到相應的内容并進行復原。有時候應用到行版本控制的時候，也是通過undo log來實作的：當讀取的某一行被其他事務鎖定時，它可以從undo log中分析出該行記錄以前的資料是什麼，進而提供該行版本資訊，讓使用者實作非鎖定一緻性讀取。
undo log是采用段(segment)的方式來記錄的，每個undo操作在記錄的時候占用一個undo log segment。
另外，undo log也會産生redo log，因為undo log也要實作持久性保護。
2.2 undo log的存儲方式
innodb存儲引擎對undo的管理采用段的方式。rollback segment稱為復原段，每個復原段中有1024個undo log segment。
在以前老版本，隻支援1個rollback segment，這樣就隻能記錄1024個undo log segment。後來MySQL5.5可以支援128個rollback segment，即支援128*1024個undo操作，還可以通過變量 innodb_undo_logs (5.6版本以前該變量是 innodb_rollback_segments )自定義多少個rollback segment，預設值為128。
undo log預設存放在共享表空間中。
[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 31 01:42 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile1 如果開啟了 innodb_file_per_table ，将放在每個表的.ibd檔案中。
在MySQL5.6中，undo的存放位置還可以通過變量 innodb_undo_directory 來自定義存放目錄，預設值為"."表示datadir。
預設rollback segment全部寫在一個檔案中，但可以通過設定變量 innodb_undo_tablespaces 平均配置設定到多少個檔案中。該變量預設值為0，即全部寫入一個表空間檔案。該變量為靜态變量，隻能在資料庫示例停止狀态下修改，如寫入配置檔案或啟動時帶上對應參數。但是innodb存儲引擎在啟動過程中提示，不建議修改為非0的值，如下：
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Expected to open 3 undo tablespaces but was able
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: to find only 0 undo tablespaces.
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Set the innodb_undo_tablespaces parameter to the
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: correct value and retry. Suggested value is 0 2.3 和undo log相關的變量
undo相關的變量在MySQL5.6中已經變得很少。如下：它們的意義在上文中已經解釋了。
mysql> show variables like "%undo%";
+-------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+-------------------------+-------+
| innodb_undo_directory | . |
| innodb_undo_logs | 128 |
| innodb_undo_tablespaces | 0 |
+-------------------------+-------+ 2.4 delete/update操作的内部機制
當事務送出的時候，innodb不會立即删除undo log，因為後續還可能會用到undo log，如隔離級别為repeatable read時，事務讀取的都是開啟事務時的最新送出行版本，隻要該事務不結束，該行版本就不能删除，即undo log不能删除。
但是在事務送出的時候，會将該事務對應的undo log放入到删除清單中，未來通過purge來删除。并且送出事務時，還會判斷undo log配置設定的頁是否可以重用，如果可以重用，則會配置設定給後面來的事務，避免為每個獨立的事務配置設定獨立的undo log頁而浪費存儲空間和性能。
通過undo log記錄delete和update操作的結果發現：(insert操作無需分析，就是插入行而已)
delete操作實際上不會直接删除，而是将delete對象打上delete flag，标記為删除，最終的删除操作是purge線程完成的。
update分為兩種情況：update的列是否是主鍵列。
如果不是主鍵列，在undo log中直接反向記錄是如何update的。即update是直接進行的。
如果是主鍵列，update分兩部執行：先删除該行，再插入一行目标行。
3.binlog和事務日志的先後順序及group commit
如果事務不是隻讀事務，即涉及到了資料的修改，預設情況下會在commit的時候調用fsync()将日志刷到磁盤，保證事務的持久性。
但是一次刷一個事務的日志性能較低，特别是事務集中在某一時刻時事務量非常大的時候。innodb提供了group commit功能，可以将多個事務的事務日志通過一次fsync()刷到磁盤中。
因為事務在送出的時候不僅會記錄事務日志，還會記錄二進制日志，但是它們誰先記錄呢？二進制日志是MySQL的上層日志，先于存儲引擎的事務日志被寫入。
在MySQL5.6以前，當事務送出(即發出commit指令)後，MySQL接收到該信号進入commit prepare階段；進入prepare階段後，立即寫記憶體中的二進制日志，寫完記憶體中的二進制日志後就相當于确定了commit操作；然後開始寫記憶體中的事務日志；最後将二進制日志和事務日志刷盤，它們如何刷盤，分别由變量 sync_binlog 和 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。
但因為要保證二進制日志和事務日志的一緻性，在送出後的prepare階段會啟用一個prepare_commit_mutex鎖來保證它們的順序性和一緻性。但這樣會導緻開啟二進制日志後group commmit失效，特别是在主從複制結構中，幾乎都會開啟二進制日志。
在MySQL5.6中進行了改進。送出事務時，在存儲引擎層的上一層結構中會将事務按序放入一個隊列，隊列中的第一個事務稱為leader，其他事務稱為follower，leader控制着follower的行為。雖然順序還是一樣先刷二進制，再刷事務日志，但是機制完全改變了：删除了原來的prepare_commit_mutex行為，也能保證即使開啟了二進制日志，group commit也是有效的。
MySQL5.6中分為3個步驟：flush階段、sync階段、commit階段。
flush階段：向記憶體中寫入每個事務的二進制日志。
sync階段：将記憶體中的二進制日志刷盤。若隊列中有多個事務，那麼僅一次fsync操作就完成了二進制日志的刷盤操作。這在MySQL5.6中稱為BLGC(binary log group commit)。
commit階段：leader根據順序調用存儲引擎層事務的送出，由于innodb本就支援group commit，是以解決了因為鎖 prepare_commit_mutex 而導緻的group commit失效問題。
在flush階段寫入二進制日志到記憶體中，但是不是寫完就進入sync階段的，而是要等待一定的時間，多積累幾個事務的binlog一起進入sync階段，等待時間由變量 binlog_max_flush_queue_time 決定，預設值為0表示不等待直接進入sync，設定該變量為一個大于0的值的好處是group中的事務多了，性能會好一些，但是這樣會導緻事務的響應時間變慢，是以建議不要修改該變量的值，除非事務量非常多并且不斷的在寫入和更新。
進入到sync階段，會将binlog從記憶體中刷入到磁盤，刷入的數量和單獨的二進制日志刷盤一樣，由變量 sync_binlog 控制。
當有一組事務在進行commit階段時，其他新事務可以進行flush階段，它們本就不會互相阻塞，是以group commit會不斷生效。當然，group commit的性能和隊列中的事務數量有關，如果每次隊列中隻有1個事務，那麼group commit和單獨的commit沒什麼差別，當隊列中事務越來越多時，即送出事務越多越快時，group commit的效果越明顯。