事务的原子性、隔离性、一致性、持久性这些就不在这里介绍了。InnoDB引擎支持事务而MyISAM不支持。MySQL中事务的自动提交默认是开启的，也就是如果我们不显式开启事务，那么每条语句就默认算是一个独立的事务。接下来重点介绍redo日志。之前BufferPool的时候说过，当对数据页进行修改之后，不是立即刷新到磁盘，而是先存在BufferPool里的，而事务又需要保证持久性，也就是即使发生了崩溃，这些更改也不会丢失。因此为了满足持久性的要求，同时考虑性能（不能粗暴的每次提交事务就将BufferPool上修改的页刷新到磁盘），MySQL设计了redo日志（redolog），思想就是在事务提交时，将每次对具体页面的具体内容的改动点同步到磁盘上，这样每次需要同步到磁盘的内容就很小，也保证了事务的持久性，崩溃之后可以按照redo日志来恢复改动点。redo日志格式redo日志的格式比较复杂，就不在这里介绍了，简单理解一下思想就行。简单的redo日志像这样：通过上面这条redo日志可以直接定位到某个页的偏移量的具体修改内容。但上面这种只是最简单的情况。有些时候我们修改一个数据可能会修改非常多的地方，比如聚簇索引、B+树二级索引的页面，并且有可能既要更新叶子节点页面，也要更新非叶子节点页面，也有可能进行页分裂创建新的页面。除此之外，还有什么FileHeader、PageHeader、PageDirectory等等部分需要更新（可以回忆一下之前数据页结构的部分），也就是一个页面中也会有很多地方的改动，像这样：因此在这种情况下，如果每个具体的修改内容都用一条redo日志来表示，那redo日志占用的空间也会挺大的，所以这种情况下MySQL又用的是另一种比较复杂的redo日志来记录。具体的redo日志格式就不看了，思想就是对于一个页面中的多处改动，不会具体记录每个地方的改动，而是记录产生这些改动的必要信息（相当于只是从逻辑层面上记录，而没有在物理层面上记录，只能用一定逻辑恢复，而不能直接依赖这些redo日志恢复页面）。之后需要恢复时，MySQL会调用相应的函数，读取这些redo日志对相应的页面进行恢复。有些操作会产生多条redo日志，并且还需要保证是原子的，比如在B+树二级索引中插入一条记录，可能会产生很多条redo日志（比如页分裂的情况），为了保证原子性，多条redo日志会以组的形式记录，在这组redo日志后面会加上一条特殊类型的redo日志，表示前面是一组完整的redo日志。如果是单个日志，在日志的type字段里会有一个比特位来表示是一条单一的redo日志。对底层页面中的一次原子访问的过程称为一个Mini-Transaction，一个Mini-Transaction可以包含一组redo日志。redo日志的写入过程类似MySQL的一条记录是存储在数据页中，redo日志也是存储在一个大小为byte的block中，叫做redologblock，其中，redo日志存储在logblockbody中：类似BufferPool，redo日志也是先写入一个缓冲区，之后再刷到磁盘，叫做redologbuffer，是一片连续的内存空间：redo日志写入logbuffer是顺序写入的，一个Mini-Transaction对应的一组redo日志会在这个Mini-Transaction结束之后整体写入logbuffer。而redologbuffer在一些时机下会刷新到磁盘：写入的redolog超过一定容量时 事务提交时会刷一次，为了保证事务的持久性 后台线程定时刷 其他时机全局变量buf_free标记了当前redo日志写到的位置，还有一个全局变量buf_next_to_write标记了下一个需要刷新到磁盘的redo日志的位置（buf_next_to_write前面的redo日志都已经刷新到磁盘）。LogSequenceNumberLogSequenceNumber翻译过来就是日志序列号，简称LSN，是用来记录已经产生的redo日志量的一个全局变量。具体地说，LSN是按照产生的redo日志的字节数增长的（还要加上写入的redo日志占用的logblockheader和logblocktrailer的字节数）。LSN的初始值是，系统启动初始化时，LSN变为+12=，因为redo日志是从logblockbody开始写入的，前面的logblockheader占了12字节。当开始写入redo日志后，LSN根据写入redo日志的字节数增加，增长的量就是生成的redo日志占用的字节数加上额外占用的logblockheader和logblocktrailer的字节数。因此可以看出，每个redo日志都有一个唯一的LSN与其对应，LSN值越小，说明redo日志产生的越早。除了LSN之外，还有一个全局变量叫flushed_to_disk_lsn，记录已经刷新到磁盘的redo日志的LSN。之前讲BufferPool的时候提到过flush链表。当某个缓存在BufferPool的页第一次被修改的时候就会被放入flush链表，同时会将修改该页面的Mini-Transaction开始时的LSN值写入该页面的控制块（回忆BufferPool的结构，每个缓存页都有一个控制块）中的oldest_modification字段。当这个页之后被修改时，不会重新插入flush链表，但会将最新一次修改的Mini-Transaction结束时的LSN值写入该页面的控制块的newest_modification字段。也就是flush链表可以看成是按照oldest_modification排序的。Checkpointredo日志在磁盘上也是存储在文件里的，存放在一个个以ib_logfile[数字]命名的文件中，像这样：整个redo日志文件组是循环使用的，如果最后一个文件也写满了，那就从头开始写。这样就有可能造成将之前的redo日志覆盖掉的情况。然而，只有那些对应的脏页已经同步到磁盘上的redo日志，才可以被覆盖。因此，MySQL使用一个全局变量checkpoint_lsn来标记对应的脏页已经刷新到磁盘的redo日志的LSN。当flush链表中的页被同步到了磁盘，这个脏页就会从flush链表中被移除，checkpoint_lsn就会变为flush链表中的第一个页的oldest_modification值，因为在这个oldest_modification值之前的LSN一定都是被同步到了磁盘的。计算出checkpoint_lsn之后，MySQL会再计算一些checkpoint信息（checkpoint_no，checkpoint_offset），然后一起存到redo日志文件组的第一个日志文件的管理信息中。简单说一下，checkpoint_lsn和flushed_to_disk_lsn完全不是一个东西，前者标记的是脏页有多少被刷到了磁盘，后者标记的是redo日志有多少被刷到了磁盘，这两个东西都是需要记录的崩溃恢复redo日志在一般情况下都没什么用，但如果服务器真的崩溃了，那它就很关键，可以帮助我们将页面恢复到崩溃前的状态。接下来大概看一下MySQL是如何根据redo日志来恢复页面的。首先确定恢复的起点，也就是从哪个LSN开始恢复。这个起点就是上面的checkpoint_lsn，因为checkpoint_lsn之前的redo日志对应的页面修改一定都是被刷到磁盘了的。之后确定恢复的终点，其实就是从起点一直往后找到一个没有写满的redologblock，那么它就是此次恢复中的最后一个block。在恢复的过程中，MySQL也有一些小优化：同一个页的redo日志按照修改顺序放到一个链表中，之后一次性将页面修改好，避免了随机IO 跳过已经刷新到磁盘的页面。最开始讲数据页结构的时候看到每个页面的FileHeader里都有一个FIL_PAGE_LSN的属性，记录了最近一次修改页面时的LSN值，因此可以判断出某个LSN对应的修改是否已经同步到磁盘上了。
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