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undo tablespace 中包含undo log，是一种独立的表空间。在mysql启动时会默认创建两个undo表空间，且系统要求起码有两个活跃的undo表空间以支持自动truncate功能。（这样可以保证一个离线truncate另一个继续提供服务）。undo表空间文件创建在–innodb_undo_derectory变量指定的位置，默认在data目录下，文件名undo_N格式。每个文件的初始大小基于–innodb_page_size参数（默认16K）, 默认大小为10M。

添加undo表空间

8.0.14版本以前，可以在启动时设置–innodb_undo_tablespaces来指定创建的undo表空间，后续版本废弃改参数，创建可以使用

create undo tablespace tablespace_name add datafile "filename";

使用该语法时，指定的filename可以是绝对路径，但是该路径必须是innodb可以识别的，–innodb_directoried变量定义了这些路径，而且不管该变量如何显示定义，都会包含三个默认路径，分别是–innodb_undo_directory, –data_dir,–innodb_data_home_dir,mysql启动时会在这些路径里扫描寻找undo tablespaces。
如果没有指定绝对路径，那么undo tablespace会被创建在innodb_undo_directory下，如果该变量为空，会创建在mysql的data(/var/lib/mysql)目录下.

删除undo表空间

用create undo tablespace语法创建的undo表空间可以使用drop undo tablespace语法来删除（默认创建的表空间不可用），在删除前必须保证该空间是empty状态。
在清空一个表空间前必须把它的状态设置为inactive，确保该表空间的rollback segment的undo segment不会分配给事务使用。

alter undo tablespace tablespace_name set inactive;

设置后会等待已经使用该表空间的事务提交，待所有的事务提交后，purge线程开始truncate表空间至初始大小，这时候表空间的状态为empty，即可以被drop。

 drop undo tablespace tablespace_name;

可以在INNODB_TABLESPACES 表里查询到每个表空间的状态，包括undo表空间

 SELECT NAME, STATE FROM INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TABLESPACES 
 WHERE NAME LIKE tablepace_name;

默认的undo表空间不可以被drop但是可以设置成inactive状态，但是必须保证起码有两个活跃的表空间以支持表空间的自动truncate，否则会报错。

移动undo表空间

用create undo tablespace语法创建的undo表空间文件可以移动到任何innndb可以识别的路径，mysql在启动时会找到他们，但是默认创建的undo表空间不可移动，如果默认undo表空间被移动了，那么必须在启动时更改–innodb_undo_directory参数为移动后的路径。

清除undo表空间

一个表空间文件默认最大为1G，由–innodb_max_undo_log_size参数控制，innodb提供了自动和手动两种方式清除undo log
自动清除由purge线程（垃圾回收线程，可能有多个，后台独立运行，参数–innodb_purge_threads指定）完成，需要开启–innodb_undo_log_truncate参数，默认是开启的。

由于自动truncate必须保证有两个活动的undo表空间，那么手动就必须有三个获得undo表空间，因为可能有一个正在truncate而处于offline。
两种方式清除过程如上所述，等undo表空间的状态时empty后，状态再设置成active

对于自动清除可以使用–innodb_purge_rseg_truncate_frequency参数来提高清除频率，默认是purge被触发（undo tablespace大小超过–innodb_max_undo_log_size参数）了128次后，执行一次truncate，可以设置更小的值加速truncate。

mvcc可以保证RR隔离级别下一致性读(consistent read)的问题，也解决了读写冲突的问题。

读写冲突的来源

没有mvcc控制的情况下，假如我们的场景是读远大于写的场景，那么事务A对某读频繁的表id为1的行进行更新，根据两阶段锁协议，那么该行是会加一个X锁，且没有释放，这样其他事务在读取的时候会被锁上，导致并发能力降低。

而mvcc允许行被加锁的情况下，读取旧版本数据。

一致性读

innodb的一致性读通过一致性读视图及undo log实现。

Undo Log

数据库中的每一行都保存这不同的版本,旧版本保存在undo log中。

当一行数据被创建时，会有一些额外的数据，如下图（其中rowid只会在没有主键情况下生成，一般某个表没有指定主键innodb会选择第一个唯一索引作为主键，如果在没有会隐式的生成一列rowid）：

当改行数据被修改时，

为该行记录生成undo log, 新纪录的db_roll_pt指针指向该条记录。

undo logs会有一个单独的purge线程负责清除，保证undo logs不会无限增长。

undo logs会有一些参数控制：

innodb_undo_directory：将undo log存储位置独立出来，默认位置为安装目录。

inndb_undo_tablespace：mysql初始化时分配的表空间个数，默认为128，之后会在data目录下创建制定个数的undo文件，文件名以undo_000，undo_001递增。(8.0.14版本后不再支持，具体undo tablespace的介绍，看详情)

(之所以mysql可以把undo log存储独立出来，原因是可以把日志部署到ssd上，提高事务的并发读。)

undo log都是保存在undo log segment中，undo log segment 保存在rollback segment中。

每个回滚段包含1024个undo log segment, 而mysql最大支持128个回滚段（innodb_rollback_segments参数可以显示控制）。因为每个事务在读写undo log时都要独占一块undo log segment，所以理论上最大支持1024 * 128个并发事务操作。

 

一致性读的实现

RR级别下，数据可见性的规则就是，事务启动前已经提交的事务的更改可见，事务启动后的事务提交不可见。(begin/start transaction并不是一个事务的起点，在该指令后的第一个操作标的语句才标识着事务启动。)

每个事务在启动时会获得一个递增的事务id，记trx_id,并且会创建一个read-view的struct，该结构体包含一个当前所有活动事务的id集合（包括当前事务），一个最小活动事务id和一个最大活动事务id，之前提到过，每一行数据都有一个额外的db_trx_id, 读取到该行时，如果该db_trx_id与当前事务id不一致，就开始读取undo log，然后利用undo log和活动事务集合判断出可以读取的值，判断逻辑图如下:

以上概念称为一致性读，与之对应的有一个”当前读”, 即：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）

举个例子：

k初始为1。

那么B再去查询时结果为3，这就是当前读。