事务回滚的需求
事务需要保证原子性，也就是事务中的操作要么全部完成，要么什么也不做。但是偏偏有时候事务执行到一半会出现一些情况，比如：
1、事务执行过程中可能遇到各种错误，比如服务器本身的错误，操作系统错误，甚至是突然断电导致的错误。
2、程序员可以在事务执行过程中手动输入ROLLBACK语句结束当前的事务的执行。
这两种情况都会导致事务执行到一半就结束，但是事务执行过程中可能已经修改了很多东西，为了保证事务的原子性，我们需要把东西改回原先的样子，这个过程就称之为回滚（rollback），这样就可以造成这个事务看起来什么都没做，所以符合原子性要求。
每当我们要对一条记录做改动时（这里的改动可以指INSERT、DELETE、UPDATE），都需要把回滚时所需的东西都给记下来。比方说：
1、插入一条记录时，至少要把这条记录的主键值记下来，之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录删掉。
2、删除了一条记录，至少要把这条记录中的内容都记下来，这样之后回滚时再把由这些内容组成的记录插入到表中。
3、修改了一条记录，至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来，这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值。
这些为了回滚而记录的这些东西称之为撤销日志（undo log）。这里需要注意的一点是，由于查询操作（SELECT）并不会修改任何用户记录，所以在查询操作执行时，并不需要记录相应的undo日志。
当然，在真实的InnoDB中，undo日志其实并不像我们上边所说的那么简单，不同类型的操作产生的undo日志的格式也是不同的。
事务id
给事务分配id的时机
一个事务可以是一个只读事务，或者是一个读写事务：
- 只读事务：通过START TRANSACTION READ ONLY语句开启一个只读事务。在只读事务中不可以对普通的表（其他事务也能访问到的表）进行增、删、改操作，但可以对用户临时表做增、删、改操作。
- 读写事务：通过START TRANSACTION READ WRITE语句开启一个读写事务，或者使用BEGIN、START TRANSACTION语句开启的事务默认也算是读写事务。在读写事务中可以对表执行增删改查操作。
如果某个事务执行过程中对某个表执行了增、删、改操作，那么InnoDB存储引擎就会给它分配一个独一无二的事务id，分配方式如下：
- 对于只读事务来说，只有在它第一次对某个用户创建的临时表执行增、删、改操作时才会为这个事务分配一个事务id，否则的话是不分配事务id的。对某个查询语句执行EXPLAIN分析它的查询计划时，有时候在Extra列会看到Using temporary的提示，这个表明在执行该查询语句时会用到内部临时表。这个所谓的内部临时表和我们手动用CREATE TEMPORARY TABLE创建的用户临时表并不一样，在事务回滚时并不需要把执行SELECT语句过程中用到的内部临时表也回滚，在执行SELECT语句用到内部临时表时并不会为它分配事务id。
- 对于读写事务来说，只有在它第一次对某个表（包括用户创建的临时表）执行增、删、改操作时才会为这个事务分配一个事务id，否则的话也是不分配事务id的。
有的时候虽然我们开启了一个读写事务，但是在这个事务中全是查询语句，并没有执行增、删、改的语句，那也就意味着这个事务并不会被分配一个事务id。
上边描述的事务id分配策略是针对MySQL 5.7 来说的，前边的版本的分配方式可能不同。
事务id生成机制
这个事务id本质上就是一个数字，它的分配策略和隐藏列row_id（当用户没有为表创建主键和UNIQUE键时InnoDB自动创建的列）的分配策略大抵相同，具体策略如下：
- 服务器会在内存中维护一个全局变量，每当需要为某个事务分配一个事务id时，就会把该变量的值当作事务id 分配给该事务，并且把该变量自增1。
- 每当这个变量的值为256的倍数时，就会将该变量的值刷新到系统表空间的页号为5的页面中一个称之为Max Trx ID的属性处，这个属性占用8个字节的存储空间。
- 当系统下一次重新启动时，会将上边提到的Max Trx ID属性加载到内存中，将该值加上256之后赋值给我们前边提到的全局变量（因为在上次关机时该全局变量的值可能大于Max Trx ID属性值）。这样就可以保证整个系统中分配的事务id值是一个递增的数字。先被分配id的事务得到的是较小的事务id，后被分配id的事务得到的是较大的事务id。
trx_id隐藏列
InnoDB记录行格式时，聚簇索引的记录除了会保存完整的用户数据以外，而且还会自动添加名为trx_id、roll_pointer的隐藏列，如果用户没有在表中定义主键以及UNIQUE键，还会自动添加一个名为row_id的隐藏列。
其中的trx_id列就是对这个聚簇索引记录做改动的语句所在的事务对应的事务id（此处的改动可以是INSERT、DELETE、UPDATE操作）。
undo日志的格式
为了实现事务的原子性，InnoDB存储引擎在实际进行增、删、改一条记录时，都需要先把对应的undo日志记下来。一般每对一条记录做一次改动，就对应着一条undo日志，但在某些更新记录的操作中，也可能会对应着2条undo日志。
一个事务在执行过程中可能新增、删除、更新若干条记录，也就是说需要记录很多条对应的undo日志，这些undo日志会被从0开始编号，也就是说根据生成的顺序分别被称为第0号undo 日志、第1号undo 日志、…、第n号undo日志等，这个编号也被称之为undo no。
这些undo日志是被记录到类型为FIL_PAGE_UNDO_LOG的页面中。这些页面可以从系统表空间中分配，也可以从一种专门存放undo日志的表空间，也就是所谓的undo tablespace中分配。
先来看看不同操作都会产生什么样子的undo日志。
INSERT操作对应的undo日志
向表中插入一条记录时最终导致的结果就是这条记录被放到了一个数据页中。如果希望回滚这个插入操作，那么把这条记录删除就好了，也就是说在写对应的undo日志时，主要是把这条记录的主键信息记上。InnoDB的设计了一个类型为TRX_UNDO_INSERT_REC的undo日志。
如果记录中的主键只包含一个列，那么在类型为TRX_UNDO_INSERT_REC 的undo日志中只需要把该列占用的存储空间大小和真实值记录下来，如果记录中的主键包含多个列，那么每个列占用的存储空间大小和对应的真实值都需要记录下来。
当我们向某个表中插入一条记录时，实际上需要向聚簇索引和所有的二级索引都插入一条记录。不过记录undo日志时，我们只需要考虑向聚簇索引插入记录时的情况就好了，因为其实聚簇索引记录和二级索引记录是一一对应的，我们在回滚插入操作时，只需要知道这条记录的主键信息，然后根据主键信息做对应的删除操作，做删除操作时就会顺带着把所有二级索引中相应的记录也删除掉。后边说到的DELETE操作和UPDATE操作对应的undo日志也都是针对聚簇索引记录而言的。
roll_pointer的作用
roll_pointer本质上就是一个指向记录对应的undo日志的一个指针。比方说我们向表里插入了2条记录，每条记录都有与其对应的一条undo日志。记录被存储到了类型为FIL_PAGE_INDEX的页面中（就是我们前边一直所说的数据页），undo日志被存放到了类型为FIL_PAGE_UNDO_LOG的页面中。roll_pointer本质就是一个指针，指向记录对应的undo日志。
DELETE操作对应的undo日志
插入到页面中的记录会根据记录头信息中的next_record属性组成一个单向链表，我们把这个链表称之为正常记录链表；被删除的记录其实也会根据记录头信息中的next_record属性组成一个链表，只不过这个链表中的记录占用的存储空间可以被重新利用，所以也称这个链表为垃圾链表。Page Header部分有一个称之为PAGE_FREE的属性，它指向由被删除记录组成的垃圾链表中的头节点。
假设此刻某个页面中的记录分布情况是这样的：
我们只把记录的delete_mask标志位展示了出来。从图中可以看出，正常记录链表中包含了3条正常记录，垃圾链表里包含了2条已删除记录。页面的PageHeader部分的PAGE_FREE属性的值代表指向垃圾链表头节点的指针。
假设现在我们准备使用DELETE语句把正常记录链表中的最后一条记录给删除掉，其实这个删除的过程需要经历两个阶段：
1、将记录的delete_mask 标识位设置为1，这个阶段称之为delete mark。可以看到，正常记录链表中的最后一条记录的delete_mask 值被设置为1，但是并没有被加入到垃圾链表。也就是此时记录处于一个中间状态。在删除语句所在的事务提交之前，被删除的记录一直都处于这种所谓的中间状态。为啥会有这种奇怪的中间状态呢？其实主要是为了实现一个称之为MVCC的功能，稍后再介绍。
2、当该删除语句所在的事务提交之后，会有专门的线程后来真正的把记录删除掉。所谓真正的删除就是把该记录从正常记录链表中移除，并且加入到垃圾链表中，然后还要调整一些页面的其他信息，比如页面中的用户记录数量PAGE_N_RECS、上次插入记录的位置PAGE_LAST_INSERT、垃圾链表头节点的指针PAGE_FREE、页面中可重用的字节数量PAGE_GARBAGE、还有页目录的一些信息等等。这个阶段称之为purge。
把阶段二执行完了，这条记录就算是真正的被删除掉了。这条已删除记录占用的存储空间也可以被重新利用了。
从上边的描述中我们也可以看出来，在删除语句所在的事务提交之前，只会经历阶段一，也就是delete mark阶段（提交之后我们就不用回滚了，所以只需考虑对删除操作的阶段一做的影响进行回滚）。InnoDB中就会产生一种称之为TRX_UNDO_DEL_MARK_REC类型的undo日志。
版本链
在对一条记录进行delete mark操作前，需要把该记录的旧的trx_id和roll_pointer隐藏列的值都给记到对应的undo日志中来，就是我们图中显示的old trx_id和old roll_pointer属性。这样有一个好处，那就是可以通过undo日志的old roll_pointer找到记录在修改之前对应的undo日志。比方说在一个事务中，我们先插入了一条记录，然后又执行对该记录的删除操作，这个过程的示意图就是这样：
从图中可以看出来，执行完delete mark操作后，它对应的undo日志和INSERT操作对应的undo日志就串成了一个链表。这个链表就称之为版本链。
UPDATE操作对应的undo日志
在执行UPDATE语句时，InnoDB对更新主键和不更新主键这两种情况有截然不同的处理方案。
不更新主键的情况
在不更新主键的情况下，又可以细分为被更新的列占用的存储空间不发生变化和发生变化的情况。
就地更新（in-place update）：更新记录时，对于被更新的每个列来说，如果更新后的列和更新前的列占用的存储空间都一样大，那么就可以进行就地更新，也就是直接在原记录的基础上修改对应列的值。再次强调一边，是每个列在更新前后占用的存储空间一样大，有任何一个被更新的列更新前比更新后占用的存储空间大，或者更新前比更新后占用的存储空间小都不能进行就地更新。
先删除掉旧记录，再插入新记录：在不更新主键的情况下，如果有任何一个被更新的列更新前和更新后占用的存储空间大小不一致，那么就需要先把这条旧的记录从聚簇索引页面中删除掉，然后再根据更新后列的值创建一条新的记录插入到页面中。
请注意一下，我们这里所说的删除并不是delete mark操作，而是真正的删除掉，也就是把这条记录从正常记录链表中移除并加入到垃圾链表中，并且修改页面中相应的统计信息（比如PAGE_FREE、PAGE_GARBAGE 等这些信息）。由用户线程同步执行真正的删除操作，真正删除之后紧接着就要根据各个列更新后的值创建的新记录插入。这里如果新创建的记录占用的存储空间大小不超过旧记录占用的空间，那么可以直接重用被加入到垃圾链表中的旧记录所占用的存储空间，否则的话需要在页面中新申请一段空间以供新记录使用，如果本页面内已经没有可用的空间的话，那就需要进行页面分裂操作，然后再插入新记录。
针对UPDATE不更新主键的情况（包括上边所说的就地更新和先删除旧记录再插入新记录），InnoDB设计了一种类型为RX_UNDO_UPD_EXIST_REC 的undo日志。
更新主键的情况
在聚簇索引中，记录是按照主键值的大小连成了一个单向链表的，如果我们更新了某条记录的主键值，意味着这条记录在聚簇索引中的位置将会发生改变，比如你将记录的主键值从1更新为10000，如果还有非常多的记录的主键值分布在1 ~ 10000之间的话，那么这两条记录在聚簇索引中就有可能离得非常远，甚至中间隔了好多个页面。针对UPDATE 语句中更新了记录主键值的这种情况，InnoDB 在聚簇索引中分了两步处理：
1、将旧记录进行delete mark操作也就是说在UPDATE语句所在的事务提交前，对旧记录只做一个delete mark操作，在事务提交后才由专门的线程做purge操作，把它加入到垃圾链表中。这里一定要和我们上边所说的在不更新记录主键值时，先真正删除旧记录，再插入新记录的方式区分开！之所以只对旧记录做delete mark操作，是因为别的事务同时也可能访问这条记录，如果把它真正的删除加入到垃圾链表后，别的事务就访问不到了。这个功能就是所谓的MVCC。
2、创建一条新记录。根据更新后各列的值创建一条新记录，并将其插入到聚簇索引中（需重新定位插入的位置）。由于更新后的记录主键值发生了改变，所以需要重新从聚簇索引中定位这条记录所在的位置，然后把它插进去。
针对UPDATE语句更新记录主键值的这种情况，在对该记录进行delete mark操作前，会记录一条类型为TRX_UNDO_DEL_MARK_REC的undo日志；之后插入新记录时，会记录一条类型为TRX_UNDO_INSERT_REC的undo日志，也就是说每对一条记录的主键值做改动时，会记录2条undo日志。