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要Purge的Undo Log横跨两个Undo Page，Undo Record 1在Page 1中，而Undo Record 2，3在Page 2中。如下图所示，首先会从当前的Undo Log Header中找到第一个Undo Record的位置Log Start Offset，

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在设计数据库时，我们假设数据库可能在任何时刻，由于如硬件故障，软件Bug，运维操作等原因突然崩溃。这个时候尚未完成提交的事务可能已经有部分数据写入了磁盘，如果不加处理

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其实只是修改对应Record的Delete Mark标记。对应的，如果这时这个Record又重新插入，其实也只是修改一下Delete Mark标记，也就是将这两种情况的delete和insert转变成了update操作。

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那么如何用固定的块大小承载不定长的Undo Log，以实现高效的空间分配、复用，避免空间浪费。InnoDB的基本思路是让多个较小的Undo Log紧凑存在一个Undo Page中

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当前Page还空闲部分的开头，也就是下一条Undo Record要写入的位置。Undo Segment中的第一个Undo Page还会在56字节到86字节记录Undo Segment Header

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当写事务开始时，会先通过trx_assign_rseg_durable分配一个Rollback Segment，该事务的内存结构trx_t也会通过rsegs指针指向对应的trx_rseg_t内存结构，

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TRX_UNDO_TO_PURGE或TRX_UNDO_CACHED，这个修改其实就是InnoDB的事务结束的标志，无论是Rollback还是Commit，在这个修改对应的Redo落盘之后，就可以返回用户结果，并且Crash Recovery之后也不会再做回滚处理。

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通过这个ReadView我们可以知道在这一瞬间，哪些事务已经提交哪些还在运行，根据Read Committed的要求，未提交的事务的修改就是不应该被看见的，对应地，已经提交的事务的修改应该被看到。

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对应每个磁盘Undo Tablespace会有一个undo::Tablespace的内存结构，其中最主要的就是一组trx_rseg_t的集合，trx_rseg_t对应的就是上面介绍过的一个Rollback Segment Header，

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也从上面的组织结构中可以看出来，Undo本身有着比Redo Log复杂得多、按事务分配而不是顺序写入的组织结构，其本身的Durability像InnoDB中其他的数据一样，需要靠Redo来保证，像庖丁解InnoDB之REDO LOG中介绍的那样。