innodb_max_undo_log_size
控制最大undo tablespace文件的大小，当启动了innodb_undo_log_truncate 时，undo tablespace 超过innodb_max_undo_log_size 阀值时才会去尝试truncate。该值默认大小为1G，truncate后的大小默认为10M。
innodb_undo_tablespaces
设置undo独立表空间个数，范围为0-128， 默认为0，0表示表示不开启独立undo表空间 且
undo日志存储在ibdata文件中。该参数只能在最开始初始化MySQL实例的时候指定，如果实例已创建，这个参数是不能变动的，如果在数据库配置文
件 .cnf 中指定innodb_undo_tablespaces 的个数大于实例创建时的指定个数，则会启动失败，提示该参数设置有误。
innodb_undo_log_truncate
InnoDB的purge线程，根据innodb_undo_log_truncate设置开启或关闭、innodb_max_undo_log_size的参数值，以及truncate的频率来进行空间回收和 undo file 的重新初始化。
该参数生效的前提是，已设置独立表空间且独立表空间个数大于等于2个
1.3 undo空间管理
如果需要设置独立表空间，需要在初始化数据库实例的时候，指定独立表空间的数量。
UNDO内部由多个回滚段组成，即
Rollback segment，一共有128个，保存在ibdata系统表空间中，分别从resg slot0 - resg
slot127，每一个resg slot，也就是每一个回滚段，内部由1024个undo segment 组成。
回滚段（rollback segment）分配如下：
- slot 0 ，预留给系统表空间；
- slot 1- 32，预留给临时表空间，每次数据库重启的时候，都会重建临时表空间；
- slot33-127，如果有独立表空间，则预留给UNDO独立表空间；如果没有，则预留给系统表空间；
回滚段中除去32个提供给临时表事务使用，剩下的
128-32=96个回滚段，可执行 96*1024 个并发事务操作，每个事务占用一个 undo segment
slot，注意，如果事务中有临时表事务，还会在临时表空间中的 undo segment slot 再占用一个 undo segment
slot，即占用2个undo segment slot。如果错误日志中有：Cannot find a free slot for an undo log。则说明并发的事务太多了，需要考虑下是否要分流业务。
回滚段（rollback segment ）采用 轮询调度的方式来分配使用，如果设置了独立表空间，那么就不会使用系统表空间回滚段中undo segment，而是使用独立表空间的，同时，如果回顾段正在 Truncate操作，则不分配。
2.1 redo是什么
当数据库对数据做修改的时候，需要把数据页从磁盘读到buffer pool中，然后在buffer pool中进行修改，那么这个时候buffer
pool中的数据页就与磁盘上的数据页内容不一致，称buffer pool的数据页为dirty page
脏数据，如果这个时候发生非正常的DB服务重启，那么这些数据还没在内存，并没有同步到磁盘文件中（注意，同步到磁盘文件是个随机IO），也就是会发生数据丢失，如果这个时候，能够在有一个文件，当buffer
pool 中的data
page变更结束后，把相应修改记录记录到这个文件（注意，记录日志是顺序IO），那么当DB服务发生crash的情况，恢复DB的时候，也可以根据这个文件的记录内容，重新应用到磁盘文件，数据保持一致。
这个文件就是redo log ，用于记录 数据修改后的记录，顺序记录。它可以带来这些好处：
- 当buffer pool中的dirty page 还没有刷新到磁盘的时候，发生crash，启动服务后，可通过redo log 找到需要重新刷新到磁盘文件的记录；
- buffer pool中的数据直接flush到disk file，是一个随机IO，效率较差，而把buffer pool中的数据记录到redo log，是一个顺序IO，可以提高事务提交的速度；
假设修改 tba 表中 id=2的行数据，把Name=‘B1‘ 修改为Name = ‘B2‘
，那么redo日志就会用来存放Name=‘B2‘的记录，如果这个修改在flush 到磁盘文件时出现异常，可以使用redo
log实现重做操作，保证事务的持久性
这里注意下redo log 跟binary log 的区别，redo log
是存储引擎层产生的，而binary log是数据库层产生的。假设一个大事务，对tba做10万行的记录插入，在这个过程中，一直不断的往redo
log顺序记录，而binary log不会记录，直到这个事务提交，才会一次写入到binary log文件中。binary
log的记录格式有3种：row，statement跟mixed，不同格式记录形式不一样。
2.2 redo 参数
- innodb_log_files_in_group
redo log 文件的个数，命名方式如：ib_logfile0，iblogfile1... iblogfilen。默认2个，最大100个。
文件设置大小，默认值为 48M，最大值为512G，注意最大值指的是整个 redo log系列文件之和，即（innodb_log_files_in_group * innodb_log_file_size ）不能大于最大值512G。
- innodb_log_group_home_dir
文件存放路径
Redo Log 缓存区，默认8M，可设置1-8M。延迟事务日志写入磁盘，把redo log 放到该缓冲区，然后根据 innodb_flush_log_at_trx_commit参数的设置，再把日志从buffer 中flush 到磁盘中。
- innodb_flush_log_at_trx_commit
- innodb_flush_log_at_trx_commit=1，每次commit都会把redo log从redo log buffer写入到system，并fsync刷新到磁盘文件中。
- innodb_flush_log_at_trx_commit=2，每次事务提交时MySQL会把日志从redo
log buffer写入到system，但只写入到file system
buffer，由系统内部来fsync到磁盘文件。如果数据库实例crash，不会丢失redo log，但是如果服务器crash，由于file
system buffer还来不及fsync到磁盘文件，所以会丢失这一部分的数据。
- innodb_flush_log_at_trx_commit=0，事务发生过程，日志一直激励在redo
log buffer中，跟其他设置一样，但是在事务提交时，不产生redo 写操作，而是MySQL内部每秒操作一次，从redo log
buffer，把数据写入到系统中去。如果发生crash，即丢失1s内的事务修改操作。
- 注意：由于进程调度策略问题,这个“每秒执行一次 flush(刷到磁盘)操作”并不是保证100%的“每秒”。
-
2.3 redo 空间管理
Redo log文件以ib_logfile[number]命名，Redo log 以顺序的方式写入文件文件，写满时则回溯到第一个文件，进行覆盖写。（但在做redo checkpoint时，也会更新第一个日志文件的头部checkpoint标记，所以严格来讲也不算顺序写）。
实际上redo log有两部分组成：redo log buffer 跟redo log file。buffer pool中把数据修改情况记录到redo log buffer，出现以下情况，再把redo log刷下到redo log file：
- Redo log buffer空间不足
- 事务提交（依赖innodb_flush_log_at_trx_commit参数设置）
- 后台线程
- 做checkpoint
- 实例shutdown
- binlog切换
3.1 Undo + Redo事务的简化过程
undo 例子
Undo Log的原理很简单，为了满足事务的原子性，在操作任何数据之前，首先将数据备份到一个地方（这个存储数据备份的地方称为Undo Log）。然后进行数据的修改。如果出现了错误或者用户执行了ROLLBACK语句，系统可以利用Undo Log中的备份将数据恢复到事务开始之前的状态。
假设有A、B两个数据，值分别为1,2。 进行+2的事务操作。
A.事务开始.
B.记录A=1到undo log.
C.修改A=3.
D.记录B=2到undo log.
E.修改B=4.
F.将undo log写到磁盘。
G.将数据写到磁盘。
H.事务提交
这里有一个隐含的前提条件：‘数据都是先读到内存中，然后修改内存中的数据，最后将数据写回磁盘’。
之所以能同时保证原子性和持久化，是因为以下特点：
A. 更新数据前记录Undo log。
B. 为了保证持久性，必须将数据在事务提交前写到磁盘。只要事务成功提交，数据必然已经持久化。
C. Undo log必须先于数据持久化到磁盘。如果在G,H之间系统崩溃，undo log是完整的,可以用来回滚事务。
D. 如果在A-F之间系统崩溃,因为数据没有持久化到磁盘。所以磁盘上的数据还是保持在事务开始前的状态。
缺点：每个事务提交前将数据和Undo Log写入磁盘，这样会导致大量的磁盘IO，因此性能很低。
再举个Undo + Redo事务的简化过程例子：
假设有A、B两个数据，值分别为1,2，开始一个事务，事务的操作内容为：把1修改为3，2修改为4，那么实际的记录如下（简化）：
A.事务开始.
B.记录A=1到undo log.
C.修改A=3.
D.记录A=3到redo log.
E.记录B=2到undo log.
F.修改B=4.
G.记录B=4到redo log.
H.将redo log写入磁盘。
I.事务提交
3.2 IO影响
Undo + Redo的设计主要考虑的是提升IO性能，增大数据库吞吐量。可以看出，B D E G H，均是新增操作，但是B D E G 是缓冲到buffer区，只有G是增加了IO操作，为了保证Redo Log能够有比较好的IO性能，InnoDB 的 Redo Log的设计有以下几个特点：
A. 尽量保持Redo Log存储在一段连续的空间上。因此在系统第一次启动时就会将日志文件的空间完全分配。 以顺序追加的方式记录Redo Log,通过顺序IO来改善性能。
B. 批量写入日志。日志并不是直接写入文件，而是先写入redo log buffer.当需要将日志刷新到磁盘时 (如事务提交),将许多日志一起写入磁盘.
C. 并发的事务共享Redo Log的存储空间，它们的Redo Log按语句的执行顺序，依次交替的记录在一起，
以减少日志占用的空间。例如,Redo Log中的记录内容可能是这样的：
记录1: <trx1, insert …>
记录2: <trx2, update …>
记录3: <trx1, delete …>
记录4: <trx3, update …>
记录5: <trx2, insert …>
D. 因为C的原因,当一个事务将Redo Log写入磁盘时，也会将其他未提交的事务的日志写入磁盘。
E. Redo Log上只进行顺序追加的操作，当一个事务需要回滚时，它的Redo Log记录也不会从Redo Log中删除掉。
3.3 恢复
前面说到未提交的事务和回滚了的事务也会记录Redo Log，因此在进行恢复时,这些事务要进行特殊的的处理。有2种不同的恢复策略：
A. 进行恢复时，只重做已经提交了的事务。
B. 进行恢复时，重做所有事务包括未提交的事务和回滚了的事务。然后通过Undo Log回滚那些
未提交的事务。
MySQL数据库InnoDB存储引擎使用了B策略, InnoDB存储引擎中的恢复机制有几个特点：
A. 在重做Redo Log时，并不关心事务性。 恢复时，没有BEGIN，也没有COMMIT,ROLLBACK的行为。也不关心每个日志是哪个事务的。尽管事务ID等事务相关的内容会记入Redo Log，这些内容只是被当作要操作的数据的一部分。
B. 使用B策略就必须要将Undo Log持久化，而且必须要在写Redo Log之前将对应的Undo
Log写入磁盘。Undo和Redo Log的这种关联，使得持久化变得复杂起来。为了降低复杂度，InnoDB将Undo
Log看作数据，因此记录Undo Log的操作也会记录到redo log中。这样undo log就可以象数据一样缓存起来，而不用在redo
log之前写入磁盘了。
包含Undo Log操作的Redo Log，看起来是这样的：
记录1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
记录2: <trx1, insert …>
记录3: <trx2, Undo log insert <undo_update …>>
记录4: <trx2, update …>
记录5: <trx3, Undo log insert <undo_delete …>>
记录6: <trx3, delete …>
C. 到这里，还有一个问题没有弄清楚。既然Redo没有事务性，那岂不是会重新执行被回滚了的事务？
确实是这样。同时Innodb也会将事务回滚时的操作也记录到redo log中。回滚操作本质上也是
对数据进行修改，因此回滚时对数据的操作也会记录到Redo Log中。
一个回滚了的事务的Redo Log，看起来是这样的：
记录1: <trx1, Undo log insert <undo_insert …>>
记录2: <trx1, insert A…>
记录3: <trx1, Undo log insert <undo_update …>>
记录4: <trx1, update B…>
记录5: <trx1, Undo log insert <undo_delete …>>
记录6: <trx1, delete C…>
记录7: <trx1, insert C>
记录8: <trx1, update B to old value>
记录9: <trx1, delete A>
一个被回滚了的事务在恢复时的操作就是先redo再undo，因此不会破坏数据的一致性
