undo log 是采用段（segment）的方式来记录，每个 undo 操作在记录的时候占用一个 undo log segment

Rollback Segement 称为回滚段，每个回滚段中有 1024 个 undo slot

* 回滚段页面有 1024 个 undo slot，每个 slot 存放 undo 链表页面的头节点页号。首先去回滚段的两个 cached 链表看是否有缓存的 slot，缓存中没有就在回滚段中找一个可用的 slot

* 缓存中获取的 slot 对应的 Undo Log Segment 已经分配了，需要重新分配，然后从 Undo Log Segment 中申请一个页面作为日志链表的头节点，并填入对应的 slot 中

* 开始记录

服务器启动时会向操作系统申请一片连续内存空间作为 redo log buffer（重做日志缓冲区），可以通过 `innodb_log_buffer_size` 系统变量指定 log buffer 的大小，默认是 16MB

补充知识：MySQL 规定对底层页面的一次原子访问称为一个 Mini-Transaction（MTR），比如在 B+ 树上插入一条数据就算一个 MTR

* log buffer 中有一个指针 buf_free，来标识该位置之前都是填满的 block，该位置之后都是空闲区域（碰撞指针）

* 一个事务包含若干个 MTR，一个 MTR 对应一组若干条 redo log，一组 redo log 是不可分割的，所以并不是每生成一条 redo 日志就将其插入到 log buffer 中，而是一个 MTR 结束后**将一组 redo 日志写入 log buffer**，在进行数据恢复时也把这一组 redo log 当作一个不可分割的整体处理

redo log 也需要在事务提交时将日志写入磁盘，但是比将内存中的 Buffer Pool 修改的数据写入磁盘的速度快：

redo 存储在磁盘中的日志文件是被**循环使用**的，redo 日志文件组中每个文件大小一样格式一样，组成结构：前 2048 个字节（前 4 个 block）用来存储一些管理信息，以后的存储 log buffer 中的 block 镜像

磁盘存储 redo log 的文件目录通过 `innodb_log_group_home_dir` 指定，默认是当前数据目录，文件大小：

全局变量 checkpoint_lsn 表示当前系统中可以被覆盖的 redo 日志量，当 redo 日志对应的脏页已经被刷新到磁盘后就可以被覆盖重用，此时执行一次 checkpoint 来更新 checkpoint_lsn 的值存入管理信息，刷脏和执行一次 checkpoint 并不是同一个线程

解决：通过 undo log 在服务器重启时将未提交的事务回滚掉，定位到 128 个回滚段，遍历 slot，获取 undo 链表首节点页面的 Undo Segement Header 中的 TRX_UNDO_STATE 属性，表示当前链表的事务属性，如果是活跃的就全部回滚

int count=0;

fpid=fork();

int i=0;

for(i=0; i<2; i++){

printf("%d child %4d %4d %4d/n",i,getppid(),getpid(),fpid);

printf("%d parent %4d %4d %4d/n",i,getppid(),getpid(),fpid);