1 原理
與oracle一樣，innodb redo採用物理邏輯方式，即phsical-to-page, logical-within-page，每條日誌結構大致如下
struct value_log {
int opcode;
long page_no;
long offset;
long length;
char old_value[length];
char new_value[length];
}

檢查點：將buffer pool中的髒頁重新整理到磁碟，分為sharp和fuzzy，後者將髒頁按照第一次修改時的LSN排序，依次將oldest page寫入磁碟，使得頁的重新整理和日誌LSN順序一致，保證恢復的正確性；
checkpoint結構體佔用296位元組，包括8位元組的log_checkpoint_lsn；
crash recovery: innodb引擎每次啟動都會進行嘗試恢復，頁(0,0)的FIL_HEADER存放fil_page_file_flush_lsn，記錄資料庫關閉時最後重新整理頁的LSN，每次啟動時將其與重做日誌中的檢查點值比較，如果相等則無需恢復；

2 資料結構
redo log block：以512位元組為單位，每個塊由塊頭(12位元組)，塊尾(4位元組)和塊體組成；
redo log file：每個日誌組的第一個檔案前4個塊依次為file header - checkpoint1 - 空塊 - checkpoint2，其餘檔案前4個塊則保留；兩個checkpoint塊在更新時交替使用，crash recovery時讀取其最大值；
log buffer：由結構體log_sys描述，flushed_to_disk_scn--已寫入logfile的LSN; lsn--當前LSN;
log buffer重新整理條件：1 事務提交 2 寫入檢查點 3 log buffer使用空間超出閾值

LSN，即log sequence number，等同於oracle的SCN，存於redo log/page header/checkpoint；
struct dulint_struct {
ulint high;
ulint low;
}--各4個位元組

show engine innodb status列舉資訊
---
LOG
---
Log sequence number 84 3000620880 -- log_sys->LSN
Log flushed up to 84 3000611265 -- log_sys->flushed_to_disk_lsn
Last checkpoint at 84 2939889199 -- log_checkpoint_lsn

注：log_sys->LSN - log_checkpoint_lsn = checkpoint_age

Innodb定義了兩個臨界點async和sync，當checkpoint_age到達此臨界值時資料庫會有相應動作；

async_water_mark：只阻塞當前執行緒，儘可能的重新整理髒頁，會嚴重消耗IO資源，pre-5.6呼叫buf_LRU_sacn_and_free_block完成

sync_water_mark：重新整理髒頁同時阻塞所有執行緒，直至checkpoint_age降回async,

具體可參考http://blog.itpub.net/15480802/viewspace-1064153/

3 具體實現
前臺執行緒訪問頁面，生成redo並提交到log buffer，最後重新整理到磁碟；此過程由mini-transaction實現；
mini-transaction用於實現innodb redo的寫入，保證併發事務下頁的一致性;
遵循FIX rule & Write-ahead Log & Force-log-at-commit，其中FIx rule規定讀寫頁時必須先獲取S或X latch，每個頁對應一個buf_block_t，
struct buf_block_t {
...
rw_lock_t lock;
ulint buf_fix_count; --每個fix操作增1，當頁從緩衝池被替換出時必須為0；非頁節點頁由B+樹索引的latch保護，無須持有類似latch;
...
}

mini-transaction過程如下
mtr_t mtr;
mtr_start(&mtr);
...
mtr_commit(&mtr);--1 將mtr中儲存的日誌按FIFO規則寫入log buffer(log_sys->mutex); 2 釋放mtr持有的所有latch; 3 釋放log_sys->mutex; 若事務只讀則mtr_commit時只需執行unfix page;

mini_transaction() {
//page1
lock the page1 in exclusive mode
transform the page1
generate the undo and redo log record

//page2
lock the page2 in exclusive mode
transform the page2
generate the undo and redo log record

write MLOG_MULTI_REC_END

unlock the page2
unlock the page1
}

組提交：redo從buffer寫入磁碟可實現組提交，因為fsync時無須持有log->mutex，期間其他事務可執行write redo log buffer to disk;
lock log->mutex
write redo log buffer to disk
unlock log->mutex
fsync

innodb redo原理小結

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