前面说了undo日志的文件格式，第一页和后面的页是不同的，填入undo日志之前，会先把undo_page_header属性填满，还有undo_segment_header,undo_log_header。List base node存在undo segment header，list node存在每个undo 页面的undo_page_header。
不重用的undo日志 (2)—mysql进阶（六十五)
重用undo页面
前面说了为了提高并发性能，多个事务写入undo日志性能，innoDB每个事务都有单独的undo链表。但这样也会造成内存浪费，针对如果某个事务只执行了很少量的sql，这些undo日志只占用一点点空间，都占用一个事务的链表，是不是太浪费了，于是在事务提交后的某些情况下，重用该事务的undo页面链表。一个链表判断是否可以被重用非常简单：
- 该链表只包含一个undo页面
如果一个事务执行过程中产生很多的undo日志，那么可能有非常多的页面加入到undo页面链表中。在该事务提交后，如果将整个链表的页面都重用，意味着即是新的事务并没有向undo页面链表写入很多undo日志，那么该链表也得维护非常多的页面，那些用不到的页面也不能被别的事务使用，这样就造成一种浪费。所以innoDB规定，只有在undo链表包含一个undo页面时，该链表才可以被下一个事务使用。
- 该undo页面已经使用的空间小于整个页面空间的3/4。
Insert undo 和update undo重用的策略也是不同的。
Insert undo链表：
Insert只存储trx_undo_insert_rec的undo日志，这种类型在事务提交后就没用了，就可以清楚掉。所以在某个事务提交后，重用这个事务insert undo链表的时候，可以直接把之前事务写入一组undo日志覆盖掉，从头开始写。
假如有一个事务使用insert undo链表，到事务提交时，只想insert undo链表插入3条undo日志，这个insert undo链表只申请了一个undo页面。假设此刻该页面使用空间小于整个空间的3/4，那么下一个事务就可以重用这个insert undo链表（并且链表满足只有一个页面）。假设此刻有一个新事物重用了该insert undo链表，那么把之前的覆盖掉。
Update undo链表：
Insert undo链表在事务提交后，undo日志可以直接删除，但是update 日志不能再事务提交后直接删除（下一章mvcc会介绍为什么不能被删除）。所以后面的如果想重用，就不是覆盖，而是新加一条数据。
回滚段
我们知道一个事务执行最多分配4个undo页面链表。在同一时刻，不同事务拥有的undo页面链表是不同的，为了管理好这些链表，innoDB设计了rollback segment header页面，在这个页面存放各种链表的第一个页面first undo page的页号，这些页号称为undo slot。可以理解first undo page就是map的key，通过key能找到对应的value，value就是normal undo page。Key会统一管理在rollback segment header里面。
Rollback segment header结构一共16kb：
File header：38个字节。
Trx_rseg_max_Size：4个字节，本rollback segment里管理所有undo链表中undo页面数量之和最大值。换句话说，这里面页面之和不可以超过这个最大值，基本可以默认为无限大。
Trx_rseg_history_Size：4个字节，history链表占用的大小。
Trx_rseg_history：16个字节，history链表的基节点。
Trx_rseg_fseg_header：10个字节，本rollback segment对应10个字节大小的segment header结构，通过他可以找到本段对应的inode entry。
Trx_rseg_undo_slots：4096个字节，存undo链表first undopage 的页号，也就是undo slot集合。（一个页号占用四个字节，对于16kb的页面，这里存着1024个undo slot，所以一共需要1024*4=4096个字节）
File tailder：8个字节。
innoDB规定每个rollback segment header都属于一个段，这个段就是回滚段。与前面介绍段不同的是，这个rollback segment 其实只有一个页面。
从回滚段中申请undo页面链表
初始情况下，我们未向任何一个事务分配undo页面链表，所以对于rollback segment header中的各种undo slot都设置成一个特殊值fil_null（表示该undo slot不指向任何页面）。
随着项目的运行，开始有事务申请链表了，从回滚段的第一个开始看是不是fil_null：
如果是fil_null，那么在表空间创建一个新的段(也就是undo log segment)，然后从段里申请一个页面作为undo页面链表的first undo page，然后把该undo slot设置为刚刚申请的这个页面的页号，意味着这个undo slot分配给了这个事务。
如果不是fil_null，说明该undo slot已经指向一个链表，也就是说已经被其他事务占用，于是看看下一个undo slot是否是fil_null。
已知rollback segment header有1024个undo slot，如果1024个值都不为fil_null，意味着都分配给了事务，此时无法在获取新的undo页面链表，则就会回滚这个事务给用户报错：
Too many active concurrent transactions
用户看到这个错误，可以重新执行这个事务（因为可能有其他事务已经提交，该事务就可以分配undo链表）。
当一个事务提交时，他所占用的undo slot有两种命运：
- 如果该undo slot指向的undo页面链表符合重用（里面只有一个页面，且小于总空间的3/4）
该undo slot就处于被缓存状态，这时候undo链表的trx_undo_state属性会被设置成trx_undo_cache（该属性在first undo page的undo log segment header）。
被缓存的undo slot会加入链表，如果是insert undo会加入insert undo cache链表，如果是update undo会加入update undo cache链表。
一个回滚段就对应着两个cache链表，如果有新事物需要分配undo slot会先去cache链表找，如果没找到，则再去回滚段rollback segment header页面中找。
- 如果该undo slot指向undo页面链表不符合被重用的条件，那么针对该undo slot对应的undo页面链表类型不同，会有不同的处理方式：
如果对应的是insert undo 链表，则该undo页面链表的trx_undo_state属性会被设置为trx_undo_to_free，之后该undo页面对应的段会被释放，意味着可以挪做他用，然后把undo slot的值设置为fil_null。
如果对应的是update undo链表，则该undo页面链表的trx_undo_state属性会被设置为trx_undo_to_pruge，之后则会吧undo slot的值设置为fil_null，然后把本次事务写入的一组undo日志放入所谓的history链表中。（注意这里不会释放挪做他用）
多个段回滚
前面说了一个事务最多分配四个undo页面链表，而一个回滚段有1024个undo slot，显示然slot数量有点少。也就是一个回滚段最多容纳1024个读写事务同时执行，再多就崩溃了。因为前面说过rollback unde segment段是固定只有一个页的，不可能一直无线增长。
早期确实只有一个回滚段，但随着业务和机器性能的提升，innoDB一口气定义128个回滚段，相当于128*1024 = 131072个undo slot，那么意思就是支持131072个事务同时执行。
每个回滚段都有一个rollback segment header，所以自然有128个rollback segment header，那么这些自然会统一存起来，于是innoDB在系统空间表第5个页面的某个区域包含了128个8个字节大小的格子，每个格子的构造大概就是：
Space id：4个字节大小，代表表空间的id。
Page number：4个子节大小，代表一个页号。
也就是每8个字节代表一个指针，指向rollback segment header，这里需要注意，不同的segment header对应不同的表空间id。
综上我们知道：系统表空间第五号页面存着128个rollback segment header页面地址，就相当于回滚段。每个回滚段里有1024个undo slot，每个undo slot对应一个undo页面链表。
回滚段分类
回滚段从0开始，吧128个编号的话，第一个就是第0号回滚段，最后一个就是127号回滚段。这128个分为两大类。
第0号、第33~127号属于一类，其中第0号必须在系统表空间，第33~127号既可以咋系统表空间，又可以在undo表空间。（如果一个事务在执行过程中由于对普通表记录做了改动需要分配undo页面链表时，必须从这一类段中分配相对应的undo slot）
第1~32号属于一类。这些必须在临时表空间中（对应的数据目录ibtmp1文件）。
如果一个事务对临时表修改了，则必须从这一类中分配相对应的undo slot。
也就是说两类回滚段一个管理者临时表，一个管理着普通表的undo slot。那么为什么要把普通表和临时表的undo slot分开呢？
因为undo页面本身类型就是fil_page_undo_log的页面简称，说到底他也是个普通的页面。我们前面说够，修改页面之前，一定要先把对应的redo日志写上，这样系统崩溃才能恢复数据。我们在写undo日志本身也是个写页面的过程，所以也会有redo日志记录，防止丢失，innoDB还设计了许多redo日志类型，如mlog_undo_hdr_ cache、mlog_undo_insert、mlog_undo_init等等，也就是说我们对undo页面做任何记录的改动都会记录相对应的redo日志。那么对于临时表，并不需要系统崩溃后恢复，所以临时表的undo日志写入时候，并没有记录redo日志。总结，对于undo日志的记录，会记录redo日志防止系统崩溃数据丢失，而临时表本身就是系统关闭所有数据不需要恢复，所以没有记录redo日志。
为事务分配undo页面链表详细过程
接下来我们以事务对普通表做改动为例，给大家梳理一下事务执行过程中分配undo页面链表时的完整过程。
- 首先事务在执行过程中对普通表做了首次改动，在系统表空间第5号页面中分配回滚段（就是获取一个rollback segment header页面地址）。一旦某个回滚段被分配了这个事务，那么之后该事务对普通表记录做修改，就不会重新分配。
使用传说中的round-robin（循环方式）获取rollback segment header，当第0个回滚段已经分配了事务，则就看第33个回滚段，依次看下一个。
- 分配了回滚段后，就要看这里面两个cache链表，如果insert就看insert undo cache链表，如果update 就看update undo cache链表里是否存在undo slot，如果有，则吧undo slot分配给该事务。
- 如果没有缓存undo slot，则就去rollback segment header页面找一个可用的undo slot分配给该事务。（前面也说了如果找undo slot，就是从第0个开始，如果不是ful_null，就依次找到1024个ful_null）
- 找到undo slot后，如果是缓存中找到的，说明已经分配了undo log segment，如果不是，则需要重新分配undo log segment，然后从undo log segment 申请一个first作为first undo page页面。
- 然后事务就可以吧undo日志写入undo页面链表里。
临时表对上亦如此，就不赘述。
回滚段相关配置
配置回滚段数量：
前面说过有128个回滚段，这是个默认值，可以通过innoDB_rollback_segments来配置回滚段，可配置1~128。但这个参数不影响临时回滚段，他一直是32。
也就是说如果这个参数设置为1，临时回滚段还是32.
如果这个参数在2~33之间，普通回滚段还是1.
如果这个参数大于33，则普通回滚段的数量是这个参数减去32的剩余数量。
配置undo表空间：
默认情况下，第0号、第33号到底127号都是在系统表空间。其中0号回滚段一直在系统表空间，但33~127号在自定义undo表空间。可以修改配置，但只能在初始化的时候创建，一旦分配好里面有数据就不能修改。
通过innoDB_undo_directory指定undo表空间所在目录，如果没有指定参数，则默认undo表空间所在目录是数据目录。
通过innoDB_undo_tablespace定义undo表空间数量。该参数默认为0，表明不创建任何undo表空间。
第33~127可以平分分不到不同的undo表空间。
比如我们设置innoDB_rollback_segments的参数是35，innodb_undo_tablespaces的为2，则33，和34号回滚段分布到一个undo表空间中。
设计undo表空间的好处是，会吧undo表空间截取truncate成一个个小文件，而系统表空间大小只会越拉越大。
