00 – undo log
undo log 是為了實現事務的原子性，在mysql資料庫innodb儲存引擎中，還用undo log來實現多版本併發控制(簡稱：mvcc)。
- 事務的原子性(atomicity)
事務中的所有操作，要麼全部完成，要麼不做任何操作，不能只做部分操作。如果在執行的過程中發生
了錯誤，要回滾(rollback)到事務開始前的狀態，就像這個事務從來沒有執行過。
- 原理
undo log的原理很簡單，為了滿足事務的原子性，在操作任何資料之前，首先將資料備份到乙個地方
（這個儲存資料備份的地方稱為undo log）。然後進行資料的修改。如果出現了錯誤或者使用者執行了
rollback語句，系統可以利用undo log中的備份將資料恢復到事務開始之前的狀態。
除了可以保證事務的原子性，undo log也可以用來輔助完成事務的持久化。
- 事務的永續性(durability)
事務一旦完成，該事務對資料庫所做的所有修改都會持久的儲存到資料庫中。為了保證永續性，資料庫
系統會將修改後的資料完全的記錄到持久的儲存上。
- 用undo log實現原子性和持久化的事務的簡化過程
假設有a、b兩個資料，值分別為1,2。
a.事務開始.
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寫到磁碟。
g.將資料寫到磁碟。
h.事務提交
這裡有乙個隱含的前提條件：『資料都是先讀到記憶體中，然後修改記憶體中的資料，最後將資料寫回磁碟』。
之所以能同時保證原子性和持久化，是因為以下特點：
a. 更新資料前記錄undo log。
b. 為了保證永續性，必須將資料在事務提交前寫到磁碟。只要事務成功提交，資料必然已經持久化。
c. undo log必須先於資料持久化到磁碟。如果在g,h之間系統崩潰，undo log是完整的，
可以用來回滾事務。
d. 如果在a-f之間系統崩潰,因為資料沒有持久化到磁碟。所以磁碟上的資料還是保持在事務開始前的狀態。
缺陷：每個事務提交前將資料和undo log寫入磁碟，這樣會導致大量的磁碟io，因此效能很低。
如果能夠將資料快取一段時間，就能減少io提高效能。但是這樣就會喪失事務的永續性。因此引入了另外一
種機制來實現持久化，即redo log.
01 – redo log
- 原理
和undo log相反，redo log記錄的是新資料
的備份。在事務提交前，只要將redo log持久化即可，
不需要將資料持久化。當系統崩潰時，雖然資料沒有持久化，但是redo log已經持久化。系統可以根據
redo log的內容，將所有資料恢復到最新的狀態。
- undo + redo事務的簡化過程
假設有a、b兩個資料，值分別為1,2.
a.事務開始.
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寫入磁碟。
i.事務提交
- undo + redo事務的
特點a. 為了保證永續性，必須在事務提交前將redo log持久化。
b. 資料不需要在事務提交前寫入磁碟，而是快取在記憶體中。
c. redo log 保證事務的永續性。
d. undo log 保證事務的原子性。
e. 有乙個隱含的特點，資料必須要晚於redo log寫入持久儲存。
- io效能
undo + redo的設計主要考慮的是提公升io效能。雖說通過快取資料，減少了寫資料的io.
但是卻引入了新的io，即寫redo log的io。如果redo log的io效能不好，就不能起到提高效能的目的。
為了保證redo log能夠有比較好的io效能，innodb 的 redo log的設計有以下幾個特點：
a. 盡量保持redo log儲存在一段連續的空間上。因此在系統第一次啟動時就會將日誌檔案的空間完全分配。
以順序追加的方式記錄redo log,通過順序io來改善效能。
b. 批量寫入日誌。日誌並不是直接寫入檔案，而是先寫入redo log buffer.當需要將日誌重新整理到磁碟時
(如事務提交),將許多日誌一起寫入磁碟.
c. 併發的事務共享redo log的儲存空間，它們的redo log按語句的執行順序，依次交替的記錄在一起，
以減少日誌占用的空間。例如,redo log中的記錄內容可能是這樣的：
記錄1:
記錄2:
記錄3:
記錄4:
記錄5:
d. 因為c的原因,當乙個事務將redo log寫入磁碟時，也會將其他未提交的事務的日誌寫入磁碟。
e. redo log上只進行順序追加的操作，當乙個事務需要回滾時，它的redo log記錄也不會從
redo log中刪除掉。
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