事務（transaction）是資料庫區別於檔案系統的重要特性之一。在檔案系統中，如果你正在寫檔案，但是作業系統突然崩潰了，這個檔案就很有可能被破壞。當然，有一些機制可以把檔案恢復到某個時間點。不過，如果需要保證兩個檔案同步，這些檔案系統可能就顯得無能為力了。如當你需要更新兩個檔案時，更新完乙個檔案後，在更新完第二個檔案之前系統重啟了，你就會有兩個不同步的檔案。
這正是資料庫系統引入事務的主要目的：事務會把資料庫從一種一致狀態轉換為另一種一致狀態。在資料庫提交工作時，可以確保其要麼所有修改都已經儲存了，要麼所有修改都不儲存。
事務是資料庫區別於檔案系統的重要特性之一。事務用來保證資料庫的完整性——要麼都做修改，要麼都不做。
事務有嚴格的定義，它必須同時滿足四個特性。
原子性（atomicity）：原子性是指整個資料庫事務是不可分割的工作單位。只有使事務中所有的資料庫操作執行都成功，才算整個事務成功。如果事務中任何乙個sql語句執行失敗，那麼已經執行成功的sql語句也必須撤銷，資料庫狀態應該退回到執行事務前的狀態。
隔離性（isolation）：乙個事務的影響在該事務提交前對其他事務都不可見——這通過鎖來實現。
永續性（durability）：事務一旦提交，其結果就是永久性的。即使發生宕機等故障，資料庫也能將資料恢復。
隔離性由鎖得以實現。原子性、一致性、永續性通過資料庫的redo和undo來完成。
在innodb儲存引擎中，事務日誌通過重做（redo）日誌檔案和innodb儲存引擎的日誌緩衝（innodb log buffer）來實現。
當開始乙個事務時，會記錄該事務的乙個lsn（log sequence number，日誌序列號）；
當事務執行時，會往innodb儲存引擎的日誌緩衝裡插入事務日誌；
當事務提交時，必須將innodb儲存引擎的日誌緩衝寫入磁碟（預設的實現，即innodb_flush_log_at_trx_commit=1）。也就是在寫資料前，需要先寫日誌。這種方式稱為預寫日誌方式（write-ahead logging，wal）。
innodb儲存引擎通過預寫日誌的方式來保證事務的完整性。這意味著磁碟上儲存的資料頁和記憶體緩衝池中的頁是不同步的，對於記憶體緩衝池中頁的修改，先是寫入重做日誌檔案，然後再寫入磁碟，因此是一種非同步的方式。可以通過命令show engine innodb status來觀察當前磁碟和日誌的「差距」：
create table z(a int,primary key(a)) engine=innodb;
create procedure load_test(count int)
begin
declare i int unsigned default 0;
start transaction;
while i＜count do
insert into z select i;
set i=i+1;
end while;
commit;
end;
首先建立一張表z，然後建立乙個往表z中匯入資料的儲存過程load_test。通過命令show engine innodb status觀察當前的重做日誌情況：
show engine innodb status\g
log sequence number表示當前的lsn
log flushed up to表示重新整理到重做日誌檔案的lsn
last checkpoint at表示重新整理到磁碟的lsn。
因為當前沒有任何操作，所以這三者的值是一樣的。
接著開始匯入10 000條記錄：
call load_test(10000);
show engine innodb status\g
這次show engine innodb status的結果就不同了，log sequence number的lsn為113047672789，log flushed up to的lsn為113047672789，last checkpoint at的lsn為113047174608，可以把log flushed up to和last checkpoint at的差值498 181（～486.5k）理解為重做日誌產生的增量（以位元組為單位）。
雖然在上面的例子中，log sequence number和log flushed up to的值是相等的，但是在實際的生產環境中，該值有可能是不同的。因為在乙個事務中從日誌緩衝重新整理到重做日誌檔案，並不只是在事務提交時發生，每秒都會有從日誌緩衝重新整理到重做日誌檔案的動作。下面是乙個生產環境下重做日誌的資訊：
show engine innodb status\g
---log
---log sequence number 203318213447
log flushed up to 203318213326
last checkpoint at 203252831194
1 pending log writes，0 pending chkp writes
103447 log i/o's done，7.00 log i/o's/second
可以看到，在生產環境下log sequence number、log flushed up to、last checkpoint at三個值可能是不同的。
重做日誌記錄了事務的行為，可以很好地通過其進行「重做」。但是事務有時還需要撤銷，這時就需要undo。undo與redo正好相反，對於資料庫進行修改時，資料庫不但會產生redo，而且還會產生一定量的undo，即使你執行的事務或語句由於某種原因失敗了，或者如果你用一條rollback語句請求回滾，就可以利用這些undo資訊將資料回滾到修改之前的樣子。與redo不同的是，redo存放在重做日誌檔案中，undo存放在資料庫內部的乙個特殊段（segment）中，這稱為undo段（undo segment），undo段位於共享表空間內。可以通過py_innodb_page_info.py工具，來檢視當前共享表空間中undo的數量：
python py_innodb_page_info.py /usr/local/mysql/data/ibdata1
total number of page：46208：
insert buffer free list：13093
insert buffer bitmap：3
system page：5
transaction system page：1
freshly allocated page：4579
undo log page：2222
file segment inode：6
b-tree node：26296
file space header：1
擴充套件描述頁：2
可以看到，當前的共享表空間ibdata1內有2222個undo頁。
我們通常對於undo有這樣的誤解：undo用於將資料庫物理地恢復到執行語句或事務之前樣子——但事實並非如此。資料庫只是邏輯地恢復到原來的樣子，所有修改都被邏輯地取消，但是資料結構本身在回滾之後可能大不相同，因為在多使用者併發系統中，可能會有數
十、數百甚至數千個併發事務。資料庫的主要任務就是協調對於資料記錄的併發訪問。如乙個事務在修改當前乙個頁中某幾條記錄，但同時還有別的事務在對同乙個頁中另幾條記錄進行修改。因此，不能將乙個頁回滾到事務開始的樣子，因為這樣會影響其他事務正在進行的工作。
例如：我們的事務執行了乙個insert 10萬條記錄的sql語句，這條語句可能會導致分配乙個新的段，即表空間會增大。如果我們執行rollback時，會將插入的事務進行回滾，但是表空間的大小並不會因此而收縮。因此，當innodb儲存引擎回滾時，它實際上做的是與先前相反的工作。對於每個insert，innodb儲存引擎會完成乙個delete；對於每個delete，innodb儲存引擎會執行乙個insert；對於每個update，innodb儲存引擎則會執行乙個相反的update，將修改前的行放回去。
oracle和microsoft sql server資料庫都有內部的資料字典來觀察當前undo的資訊；innodb儲存引擎在這方面做得還是不夠的，所以dba只能通過原理和經驗來進行判斷。我寫過乙個補丁（patch）來擴充套件show engine innodb status命令的顯示結果，可以用來檢視當前記憶體緩衝池中undo頁的數量，如下**所示。
show engine innodb status\g
可以看到，當前記憶體緩衝中有1個undo頁。
接著我們開啟乙個事務，執行插入10萬條記錄的操作，需要注意的是，這並不進行提交操作：
create table t like order_line;
insert into t select * from order_line limit 100000;
之後在另乙個會話中執行命令show engine innodb status，可以看到之前的會話產生的undo量：
show engine innodb status\g
可以看到，此時undo頁的數量變成了129，也就是說，剛才的乙個事務大致產生了129個undo頁。另外，即使對insert的事務進行了提交，我們在一段時間內還是可以看到記憶體中有129個undo頁。這是因為，對於undo頁的**是在master thread中進行的，master thread也不是每次**所有的undo頁。
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