本文是对整个Undo生命周期过程的阐述，代码分析基于当前最新的MySQL5.7版本。本文也可以作为了解整个Undo模块的代码导读。由于涉及到的模块众多，因此部分细节并未深入。
前言
Undo log是InnoDB MVCC事务特性的重要组成部分。当我们对记录做了变更操作时就会产生undo记录，Undo记录默认被记录到系统表空间(ibdata)中，但从5.6开始，也可以使用独立的Undo 表空间。
Undo记录中存储的是老版本数据，当一个旧的事务需要读取数据时，为了能读取到老版本的数据，需要顺着undo链找到满足其可见性的记录。当版本链很长时，通常可以认为这是个比较耗时的操作（例如bug#69812）。
大多数对数据的变更操作包括INSERT/DELETE/UPDATE，其中INSERT操作在事务提交前只对当前事务可见，因此产生的Undo日志可以在事务提交后直接删除（谁会对刚插入的数据有可见性需求呢！！），而对于UPDATE/DELETE则需要维护多版本信息，在InnoDB里，UPDATE和DELETE操作产生的Undo日志被归成一类，即update_undo。
基本文件结构
为了保证事务并发操作时，在写各自的undo log时不产生冲突，InnoDB采用回滚段的方式来维护undo log的并发写入和持久化。回滚段实际上是一种 Undo 文件组织方式，每个回滚段又有多个undo log slot。具体的文件组织方式如下图所示：
上图展示了基本的Undo回滚段布局结构，其中:
- rseg0预留在系统表空间ibdata中;
- rseg 1~rseg 32这32个回滚段存放于临时表的系统表空间中;
- rseg33~ 则根据配置存放到独立undo表空间中（如果没有打开独立Undo表空间，则存放于ibdata中）
如果我们使用独立Undo tablespace，则总是从第一个Undo space开始轮询分配undo 回滚段。大多数情况下这是OK的，但假设我们将回滚段的个数从33开始依次递增配置到128，就可能导致所有的回滚段都存放在同一个undo space中。(参考函数trx_sys_create_rsegs 以及 bug#74471)
每个回滚段维护了一个段头页，在该page中又划分了1024个slot(TRX_RSEG_N_SLOTS)，每个slot又对应到一个undo log对象，因此理论上InnoDB最多支持 96 * 1024个普通事务。
关键结构体
为了便于管理和使用undo记录，在内存中维持了如下关键结构体对象：
- 所有回滚段都记录在
trx_sys->rseg_array，数组大小为128，分别对应不同的回滚段； - rseg_array数组类型为trx_rseg_t，用于维护回滚段相关信息；
- 每个回滚段对象trx_rseg_t还要管理undo log信息，对应结构体为trx_undo_t，使用多个链表来维护trx_undo_t信息;
- 事务开启时，会专门给他指定一个回滚段，以后该事务用到的undo log页，就从该回滚段上分配;
- 事务提交后，需要purge的回滚段会被放到purge队列上(
purge_sys->purge_queue)。
各个结构体之间的联系如下：
分配回滚段
当开启一个读写事务时（或者从只读事务转换为读写事务），我们需要预先为事务分配一个回滚段：
对于只读事务，如果产生对临时表的写入，则需要为其分配回滚段，使用临时表回滚段（第1~32号回滚段），函数入口：trx_assign_rseg -->trx_assign_rseg_low-->get_next_noredo_rseg。
在MySQL5.7中事务默认以只读事务开启，当随后判定为读写事务时，则转换成读写模式，并为其分配事务ID和回滚段，调用函数：trx_set_rw_mode -->trx_assign_rseg_low --> get_next_redo_rseg。
普通回滚段的分配方式如下：
- 采用round-robin的轮询方式来赋予回滚段给事务，如果回滚段被标记为skip_allocation（这个undo tablespace太大了，purge线程需要对其进行truncate操作），则跳到下一个；
- 选择一个回滚段给事务后，会将该回滚段的
rseg->trx_ref_count递增，这样该回滚段所在的undo tablespace文件就不可以被truncate掉； - 临时表回滚段被赋予
trx->rsegs->m_noredo，普通读写操作的回滚段被赋予trx->rsegs->m_redo；如果事务在只读阶段使用到临时表，随后转换成读写事务，那么会为该事务分配两个回滚段。
使用回滚段
当产生数据变更时，我们需要使用Undo log记录下变更前的数据以维护多版本信息。insert 和 delete/update 分开记录undo，因此需要从回滚段单独分配Undo slot。
入口函数：trx_undo_report_row_operation
流程如下：
- 判断当前变更的是否是临时表，如果是临时表，则采用临时表回滚段来分配，否则采用普通的回滚段；
- 临时表操作记录undo时不写redo log；
- 操作类型为TRX_UNDO_INSERT_OP，且未分配insert undo slot时，调用函数
trx_undo_assign_undo进行分配； - 操作类型为TRX_UNDO_MODIFY_OP，且未分配Update undo slot时，调用函数
trx_undo_assign_undo进行分配。
我们来看看函数trx_undo_assign_undo的流程：
-
首先总是从cahced list上分配trx_undo_t （函数
trx_undo_reuse_cached，当满足某些条件时，事务提交时会将其拥有的trx_undo_t放到cached list上，这样新的事务可以重用这些undo 对象，而无需去扫描回滚段，寻找可用的slot，在后面的事务提交一节会介绍到）；- 对于INSERT，从
trx_rseg_t::insert_undo_cached上获取，并修改头部重用信息（trx_undo_insert_header_reuse）及预留XID空间（trx_undo_header_add_space_for_xid） - 对于DELETE/UPDATE，从
trx_rseg_t::update_undo_cached上获取， 并在undo log hdr page上创建新的Undo log header(trx_undo_header_create)，及预留XID存储空间（trx_undo_header_add_space_for_xid） - 获取到trx_undo_t对象后，会从cached list上移除掉。并初始化trx_undo_t相关信息（trx_undo_mem_init_for_reuse），将
trx_undo_t::state设置为TRX_UNDO_ACTIVE
- 对于INSERT，从
- 如果没有cache的trx_undo_t，则需要从回滚段上分配一个空闲的undo slot（trx_undo_create），并创建对应的undo页，进行初始化；
一个回滚段可以支持1024个事务并发，如果不幸回滚段都用完了（通常这几乎不会发生），会返回错误DB_TOO_MANY_CONCURRENT_TRXS
每一个Undo log segment实际上对应一个独立的段，段头的起始位置在UNDO 头page的TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_FSEG_HEADER偏移位置（见下图）
- 已分配给事务的trx_undo_t会加入到链表
trx_rseg_t::insert_undo_list或者trx_rseg_t::update_undo_list上； - 如果是数据词典操作（DDL）产生的undo，主要是表级别操作，例如创建或删除表，还需要记录操作的table id到undo log header中(TRX_UNDO_TABLE_ID)，同时将TRX_UNDO_DICT_TRANS设置为TRUE。(trx_undo_mark_as_dict_operation)。
总的来说，undo header page主要包括如下信息：
如何写入undo日志
入口函数：trx_undo_report_row_operation
当分配了一个undo slot，同时初始化完可用的空闲区域后，就可以向其中写入undo记录了。写入的page no取自undo->last_page_no，初始情况下和hdr_page_no相同。
对于INSERT_UNDO，调用函数trx_undo_page_report_insert进行插入，记录格式大致如下图所示：
对于UPDATE_UNDO，调用函数trx_undo_page_report_modify进行插入，UPDATE UNDO的记录格式大概如下图所示：
在写入的过程中，可能出现单页面空间不足的情况，导致写入失败，我们需要将刚刚写入的区域清空重置(trx_undo_erase_page_end)，同时申请一个新的page(trx_undo_add_page) 加入到undo log段上，同时将undo->last_page_no指向新分配的page，然后重试。
完成Undo log写入后，构建新的回滚段指针并返回（trx_undo_build_roll_ptr），回滚段指针包括undo log所在的回滚段id、日志所在的page no、以及page内的偏移量，需要记录到聚集索引记录中。
事务Prepare阶段
入口函数：trx_prepare_low
当事务完成需要提交时，为了和BINLOG做XA，InnoDB的commit被划分成了两个阶段：prepare阶段和commit阶段，本小节主要讨论下prepare阶段undo相关的逻辑。
为了在崩溃重启时知道事务状态，需要将事务设置为Prepare，MySQL 5.7对临时表undo和普通表undo分别做了处理，前者在写undo日志时总是不需要记录redo，后者则需要记录。
分别设置insert undo 和 update undo的状态为prepare，调用函数trx_undo_set_state_at_prepare，过程也比较简单，找到undo log slot对应的头页面(trx_undo_t::hdr_page_no)，将页面段头的TRX_UNDO_STATE设置为TRX_UNDO_PREPARED，同时修改其他对应字段，如下图所示（对于外部显式XA所产生的XID，这里不做讨论）：
Tips：InnoDB层的XID是如何获取的呢？ 当Innodb的参数innodb_support_xa打开时，在执行事务的第一条SQL时，就会去注册XA，根据第一条SQL的query id拼凑XID数据，然后存储在事务对象中。参考函数trans_register_ha。
事务Commit
当事务commit时，需要将事务状态设置为COMMIT状态，这里同样通过Undo来实现的。
入口函数：trx_commit_low-->trx_write_serialisation_history
在该函数中，需要将该事务包含的Undo都设置为完成状态，先设置insert undo，再设置update undo（trx_undo_set_state_at_finish），完成状态包含三种：
- 如果当前的undo log只占一个page，且占用的header page大小使用不足其3/4时(TRX_UNDO_PAGE_REUSE_LIMIT)，则状态设置为TRX_UNDO_CACHED，该undo对象会随后加入到undo cache list上；
- 如果是Insert_undo（undo类型为TRX_UNDO_INSERT），则状态设置为TRX_UNDO_TO_FREE；
- 如果不满足a和b，则表明该undo可能需要Purge线程去执行清理操作，状态设置为TRX_UNDO_TO_PURGE。
在确认状态信息后，写入undo header page的TRX_UNDO_STATE中。
如果当前事务包含update undo，并且undo所在回滚段不在purge队列时，还需要将当前undo所在的回滚段（及当前最大的事务号）加入Purge线程的Purge队列（purge_sys->purge_queue）中（参考函数trx_serialisation_number_get）。
对于undate undo需要调用trx_undo_update_cleanup进行清理操作，清理的过程包括：
-
将undo log加入到history list上，调用
trx_purge_add_update_undo_to_history：- 如果该undo log不满足cache的条件（状态为TRX_UNDO_CACHED，如上述），则将其占用的slot设置为FIL_NULL，意为slot空闲，同时更新回滚段头的TRX_RSEG_HISTORY_SIZE值，将当前undo占用的page数累加上去；
- 将当前undo加入到回滚段的TRX_RSEG_HISTORY链表上，作为链表头节点，节点指针为UNDO头的TRX_UNDO_HISTORY_NODE；
- 更新
trx_sys->rseg_history_len（也就是show engine innodb status看到的history list），如果只有普通的update_undo，则加1，如果还有临时表的update_undo，则加2，然后唤醒purge线程； - 将当前事务的
trx_t::no写入undo头的TRX_UNDO_TRX_NO段； - 如果不是delete-mark操作，将undo头的TRX_UNDO_DEL_MARKS更新为false;
-
如果undo所在回滚段的
rseg->last_page_no为FIL_NULL，表示该回滚段的旧的清理已经完成，进行如下赋值，记录这个回滚段上第一个需要purge的undo记录信息：rseg->last_page_no = undo->hdr_page_no; rseg->last_offset = undo->hdr_offset; rseg->last_trx_no = trx->no; rseg->last_del_marks = undo->del_marks;
- 如果undo需要cache，将undo对象放到回滚段的update_undo_cached链表上；否则释放undo对象（trx_undo_mem_free）。
注意上面只清理了update_undo，insert_undo直到事务释放记录锁、从读写事务链表清除、以及关闭read view后才进行，调用函数trx_undo_insert_cleanup：
- 如果Undo状态为TRX_UNDO_CACHED，则加入到回滚段的insert_undo_cached链表上；
- 否则，将该undo所占的segment及其所占用的回滚段的slot全部释放掉（trx_undo_seg_free），修改当前回滚段的大小(rseg->curr_size)，并释放undo对象所占的内存（trx_undo_mem_free），和Update_undo不同，insert_undo并未放到History list上。
事务完成提交后，需要将其使用的回滚段引用计数rseg->trx_ref_count减1；
事务回滚
如果事务因为异常或者被显式的回滚了，那么所有数据变更都要改回去。这里就要借助回滚日志中的数据来进行恢复了。
入口函数为：row_undo_step --> row_undo
操作也比较简单，析取老版本记录，做逆向操作即可：对于标记删除的记录清理标记删除标记；对于in-place更新，将数据回滚到最老版本；对于插入操作，直接删除聚集索引和二级索引记录（row_undo_ins）。
具体的操作中，先回滚二级索引记录（row_undo_mod_del_mark_sec、row_undo_mod_upd_exist_sec、row_undo_mod_upd_del_sec），再回滚聚集索引记录（row_undo_mod_clust）。这里不展开描述，可以参阅对应的函数。
多版本控制
InnoDB的多版本使用undo来构建，这很好理解，undo记录中包含了记录更改前的镜像，如果更改数据的事务未提交，对于隔离级别大于等于read commit的事务而言，它不应该看到已修改的数据，而是应该给它返回老版本的数据。
入口函数： row_vers_build_for_consistent_read
由于在修改聚集索引记录时，总是存储了回滚段指针和事务id，可以通过该指针找到对应的undo 记录，通过事务Id来判断记录的可见性。当旧版本记录中的事务id对当前事务而言是不可见时，则继续向前构建，直到找到一个可见的记录或者到达版本链尾部。（关于事务可见性及read view，可以参阅我们之前的月报）
Tips 1：构建老版本记录（trx_undo_prev_version_build）需要持有page latch，因此如果Undo链太长的话，其他请求该page的线程可能等待时间过长导致crash，最典型的就是备库备份场景：
当备库使用innodb表存储复制位点信息时（relay_log_info_repository=TABLE），逻辑备份显式开启一个read view并且执行了长时间的备份时，这中间都无法对slave_relay_log_info表做purge操作，导致版本链极其长；当开始备份slave_relay_log_info表时，就需要去花很长的时间构建老版本；复制线程由于需要更新slave_relay_log_info表，因此会陷入等待Page latch的场景，最终有可能导致信号量等待超时，实例自杀。 （bug#74003）
Tips 2：在构建老版本的过程中，总是需要创建heap来存储旧版本记录，实际上这个heap是可以重用的，无需总是重复构建（bug#69812）
Tips 3：如果回滚段类型是INSERT，就完全没有必要去看Undo日志了，因为一个未提交事务的新插入记录，对其他事务而言总是不可见的。
Tips 4: 对于聚集索引我们知道其记录中存有修改该记录的事务id，我们可以直接判断是否需要构建老版本(lock_clust_rec_cons_read_sees)，但对于二级索引记录，并未存储事务id，而是每次更新记录时，同时更新记录所在的page上的事务id（PAGE_MAX_TRX_ID），如果该事务id对当前事务是可见的，那么就无需去构建老版本了，否则就需要去回表查询对应的聚集索引记录，然后判断可见性（lock_sec_rec_cons_read_sees）。
Purge清理操作
从上面的分析我们可以知道：update_undo产生的日志会放到history list中，当这些旧版本无人访问时，需要进行清理操作；另外页内标记删除的操作也需要从物理上清理掉。后台Purge线程负责这些工作。
入口函数：srv_do_purge --> trx_purge
- 确认可见性
在开始尝试purge前，purge线程会先克隆一个最老的活跃视图（trx_sys->mvcc->clone_oldest_view），所有在readview开启之前提交的事务所做的事务变更都是可以清理的。
- 获取需要purge的undo记录（
trx_purge_attach_undo_recs）
从history list上读取多个Undo记录，并分配到多个purge线程的工作队列上（(purge_node_t*) thr->child->undo_recs），默认一次最多取300个undo记录，可通过参数innodb_purge_batch_size参数调整。
- Purge工作线程
当完成任务的分发后，各个工作线程（包括协调线程）开始进行purge操作
入口函数： row_purge_step -> row_purge -> row_purge_record_func
主要包括两种：一种是记录直接被标记删除了，这时候需要物理清理所有的聚集索引和二级索引记录（row_purge_record_func）；另一种是聚集索引in-place更新了，但二级索引上的记录顺序可能发生变化，而二级索引的更新总是标记删除 + 插入，因此需要根据回滚段记录去检查二级索引记录序是否发生变化，并执行清理操作（row_purge_upd_exist_or_extern）。
- 清理history list
从前面的分析我们知道，insert undo在事务提交后，Undo segment 就释放了。而update undo则加入了history list，为了将这些文件空间回收重用，需要对其进行truncate操作；默认每处理128轮Purge循环后，Purge协调线程需要执行一次purge history List操作。
入口函数：trx_purge_truncate --> trx_purge_truncate_history
从回滚段的HISTORY 文件链表上开始遍历释放Undo log segment，由于history 链表是按照trx no有序的，因此遍历truncate直到完全清除，或者遇到一个还未purge的undo log（trx no比当前purge到的位置更大）时才停止。
关于Purge操作的逻辑实际上还算是比较复杂的代码模块，这里只是简单的介绍了下，以后有时间再展开描述。
崩溃恢复
当实例从崩溃中恢复时，需要将活跃的事务从undo中提取出来，对于ACTIVE状态的事务直接回滚，对于Prepare状态的事务，如果该事务对应的binlog已经记录，则提交，否则回滚事务。
实现的流程也比较简单，首先先做redo (recv_recovery_from_checkpoint_start)，undo是受redo 保护的，因此可以从redo中恢复（临时表undo除外，临时表undo是不记录redo的）。
在redo日志应用完成后，初始化完成数据词典子系统（dict_boot），随后开始初始化事务子系统（trx_sys_init_at_db_start），undo 段的初始化即在这一步完成。
在初始化undo段时(trx_sys_init_at_db_start -> trx_rseg_array_init -> ... -> trx_undo_lists_init)，会根据每个回滚段page中的slot是否被使用来恢复对应的undo log，读取其状态信息和类型等信息，创建内存结构，并存放到每个回滚段的undo list上。
当初始化完成undo内存对象后，就要据此来恢复崩溃前的事务链表了(trx_lists_init_at_db_start)，根据每个回滚段的insert_undo_list来恢复插入操作的事务(trx_resurrect_insert)，根据update_undo_list来恢复更新事务(tex_resurrect_update)，如果既存在插入又存在更新，则只恢复一个事务对象。另外除了恢复事务对象外，还要恢复表锁及读写事务链表，从而恢复到崩溃之前的事务场景。
当从Undo恢复崩溃前活跃的事务对象后，会去开启一个后台线程来做事务回滚和清理操作（recv_recovery_rollback_active -> trx_rollback_or_clean_all_recovered），对于处于ACTIVE状态的事务直接回滚，对于既不ACTIVE也非PREPARE状态的事务，直接则认为其是提交的，直接释放事务对象。但完成这一步后，理论上事务链表上只存在PREPARE状态的事务。
随后很快我们进入XA Recover阶段，MySQL使用内部XA，即通过Binlog和InnoDB做XA恢复。在初始化完成引擎后，Server层会开始扫描最后一个Binlog文件，搜集其中记录的XID（MYSQL_BIN_LOG::recover），然后和InnoDB层的事务XID做对比。如果XID已经存在于binlog中了，对应的事务需要提交；否则需要回滚事务。
Tips：为何只需要扫描最后一个binlog文件就可以了？ 因为在每次rotate到一个新的binlog文件之前，总是要保证前一个binlog文件中对应的事务都提交并且sync redo到磁盘了，也就是说，前一个binlog文件中的事务在崩溃恢复时肯定是出于提交状态的。
