事務的隔離性是通過鎖實現，而事務的原子性、一致性和永續性則是通過事務日誌實現。說到事務日誌，不得不說的就是redo和undo。
在儲存引擎修改表的資料時，會將資料從磁碟拷貝到記憶體中，然後修改記憶體中的資料拷貝，再將修改行為持久化到磁碟中，而不用每次將修改的資料本身持久化到硬碟中
在innodb的儲存引擎中，事務日誌通過重做(redo log)日誌和日誌緩衝(redo log buffer)實現。事務開啟時，事務中的操作，都會先寫入儲存引擎的日誌緩衝中，
每次事務日誌的寫入並不會直接寫入到檔案中，而是會寫入到緩衝區中，在一定事件的觸發下，才會將緩衝區內的資料寫入到日誌檔案中，這就是常說的「日誌先行」(write-ahead logging)。當事務提交之後，在buffer pool中對映的資料檔案才會慢慢重新整理到磁碟。
當事務日誌持久化以後，就會將髒資料慢慢寫回磁碟中，目前大多數儲存引擎都是這麼做的，這也被叫做預寫式日誌（write-ahead logging)，所以修改資料的時候需要進行兩次寫磁碟的操作。
如果資料庫崩潰或者宕機，那麼當系統重啟進行恢復時，就可以根據redo log中記錄的日誌，把資料庫恢復到崩潰前的乙個狀態。未完成的事務，可以繼續提交，也可以選擇回滾，這基於恢復的策略而定。
在系統啟動的時候，就已經為redo log分配了一塊連續的儲存空間,以順序追加的方式記錄redo log,通過順序io來改善效能。所有的事務共享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。如下乙個簡單示例：
記錄1：
記錄2：
記錄3：
記錄4：
記錄5：
undo log主要為事務的回滾服務。在事務執行的過程中，除了記錄redo log，還會記錄一定量的undo log。undo log記錄了資料在每個操作前的狀態，如果事務執行過程中需要回滾，就可以根據undo log進行回滾操作。單個事務的回滾，只會回滾當前事務做的操作，並不會影響到其他的事務做的操作。
補充：
即使事務已經被提交了，undo log也不會被立刻刪除，因為需要保證日後事務也可以進行回滾操作。當事務隔離級別為reapeatable read（可重複讀，即mysql預設的事務隔離級別）時，事務讀取的都是開啟事務時的最新提交行版本，只要事務不結束，該行版本就不能刪除，即undo log也不能被刪除。
以下是undo+redo事務的簡化過程
假設有2個數值，分別為a和b,值為1，2
start transaction;
記錄 a=1 到undo log;
update a = 3；
記錄 a=3 到redo log；
記錄 b=2 到undo log；
update b = 4；
7. 記錄b = 4 到redo log；
將redo log重新整理到磁碟
commit
在1-8的任意一步系統宕機，事務未提交，該事務就不會對磁碟上的資料做任何影響。如果在8-9之間宕機，恢復之後可以選擇回滾，也可以選擇繼續完成事務提交，因為此時redo log已經持久化。若在9之後系統宕機，記憶體對映中變更的資料還來不及刷回磁碟，那麼系統恢復之後，可以根據redo log把資料刷回磁碟。
總結一下，undo log是用來在事務失敗後進行回滾（roll back），保證了事務的原子性。
redo是用來恢復未寫入data file裡的已成功事務更新的資料，保證了事務的永續性和一致性。
二者缺一不可，如果只有redo，就不能在事務提交前重新整理髒資料，這樣一旦處理大事務，記憶體的占用會高的讓你無法想象；而只有undo的話，就必須要在事務提交前刷髒完成，否則一旦宕機，某些資料就會直接消失，破壞了永續性。（髒資料：因為進行的修改並不會立刻持久化到硬碟空間中，就會造成有一段時間data file和redo log中的資料不一致，這就是髒資料）
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