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本文主要探討MySQL InnoDB 引擎下ACID的實現(xiàn)原理，對于諸如什么是事務(wù)，隔離級別的含義等基礎(chǔ)知識不做過多闡述。

ACID

MySQL 作為一個關(guān)系型數(shù)據(jù)庫，以最常見的 InnoDB 引擎來說，是如何保證 ACID 的。

（Atomicity）原子性：?事務(wù)是最小的執(zhí)行單位，不允許分割。原子性確保動作要么全部完成，要么完全不起作用；
（Consistency）一致性：?執(zhí)行事務(wù)前后，數(shù)據(jù)保持一致；
（Isolation）隔離性：?并發(fā)訪問數(shù)據(jù)庫時，一個事務(wù)不被其他事務(wù)所干擾。
（Durability）持久性:?一個事務(wù)被提交之后。對數(shù)據(jù)庫中數(shù)據(jù)的改變是持久的，即使數(shù)據(jù)庫發(fā)生故障。

隔離性

先說說隔離性，首先是四種隔離級別。

隔離級別	說明
讀未提交	一個事務(wù)還沒提交時，它做的變更就能被別的事務(wù)看到
讀提交	一個事務(wù)提交之后，它做的變更才會被其他事務(wù)看到
可重復讀	一個事務(wù)中，對同一份數(shù)據(jù)的讀取結(jié)果總是相同的，無論是否有其他事務(wù)對這份數(shù)據(jù)進行操作，以及這個事務(wù)是否提交。InnoDB默認級別。
串行化	事務(wù)串行化執(zhí)行，每次讀都需要獲得表級共享鎖，讀寫相互都會阻塞，隔離級別最高，犧牲系統(tǒng)并發(fā)性。

不同的隔離級別是為了解決不同的問題。也就是臟讀、幻讀、不可重復讀。

隔離級別	臟讀	不可重復讀	幻讀
讀未提交	可以出現(xiàn)	可以出現(xiàn)	可以出現(xiàn)
讀提交	不允許出現(xiàn)	可以出現(xiàn)	可以出現(xiàn)
可重復讀	不允許出現(xiàn)	不允許出現(xiàn)	可以出現(xiàn)
序列化	不允許出現(xiàn)	不允許出現(xiàn)	不允許出現(xiàn)

那么不同的隔離級別，隔離性是如何實現(xiàn)的，為什么不同事物間能夠互不干擾？答案是?鎖和 MVCC。

鎖

先來說說鎖， MySQL 有多少鎖。

粒度

從粒度上來說就是表鎖、頁鎖、行鎖。表鎖有意向共享鎖、意向排他鎖、自增鎖等。行鎖是在引擎層由各個引擎自己實現(xiàn)的。但并不是所有的引擎都支持行鎖，比如 MyISAM 引擎就不支持行鎖。

行鎖的種類

在 InnoDB 事務(wù)中，行鎖通過給索引上的索引項加鎖來實現(xiàn)。這意味著只有通過索引條件檢索數(shù)據(jù)，InnoDB才使用行級鎖，否則將使用表鎖。行級鎖定同樣分為兩種類型：共享鎖和排他鎖，以及加鎖前需要先獲得的意向共享鎖和意向排他鎖。

共享鎖：讀鎖，允許其他事務(wù)再加S鎖，不允許其他事務(wù)再加X鎖，即其他事務(wù)只讀不可寫。select...lock in share mode?加鎖。
排它鎖：寫鎖，不允許其他事務(wù)再加S鎖或者X鎖。insert、update、delete、for update加鎖。

行鎖是在需要的時候才加上的，但并不是不需要了就立刻釋放，而是要等到事務(wù)結(jié)束時才釋放。這個就是兩階段鎖協(xié)議。

行鎖的實現(xiàn)算法

Record Lock

單個行記錄上的鎖，總是會去鎖住索引記錄。

Gap Lock

間隙鎖，想一下幻讀的原因，其實就是行鎖只能鎖住行，但新插入記錄這個動作，要更新的是記錄之間的“間隙”。所以加入間隙鎖來解決幻讀。

Next-Key Lock

Gap Lock + Record Lock, 左開又閉。

鎖之于隔離性

大致介紹了下鎖，可以看到。有了鎖，當某事務(wù)正在寫數(shù)據(jù)時，其他事務(wù)獲取不到寫鎖，就無法寫數(shù)據(jù)，一定程度上保證了事務(wù)間的隔離。但前面說，加了寫鎖，為什么其他事務(wù)也能讀數(shù)據(jù)呢，不是獲取不到讀鎖嗎？

MVCC

前面說到，有了鎖，當前事務(wù)沒有寫鎖就不能修改數(shù)據(jù)，但還是能讀的，而且讀的時候，即使該行數(shù)據(jù)其他事務(wù)已修改且提交，還是可以重復讀到同樣的值。這就是MVCC，多版本的并發(fā)控制，Multi-Version Concurrency Control。

版本鏈

Innodb 中行記錄的存儲格式，有一些額外的字段：DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR。

DATA_TRX_ID：數(shù)據(jù)行版本號。用來標識最近對本行記錄做修改的事務(wù) id。
DATA_ROLL_PTR：指向該行回滾段的指針。該行記錄上所有舊版本，在?undo log?中都通過鏈表的形式組織。

undo log : 記錄數(shù)據(jù)被修改之前的日志，后面會詳細說。

ReadView

在每一條 SQL 開始的時候被創(chuàng)建，有幾個重要屬性：

trx_ids:?當前系統(tǒng)活躍(未提交)事務(wù)版本號集合。
low_limit_id:?創(chuàng)建當前 read view 時“當前系統(tǒng)最大事務(wù)版本號+1”。
up_limit_id:?創(chuàng)建當前read view 時“系統(tǒng)正處于活躍事務(wù)最小版本號”
creator_trx_id:?創(chuàng)建當前read view的事務(wù)版本號；

開始查詢

現(xiàn)在開始查詢，一個 select 過來了，找到了一行數(shù)據(jù)。

DATA_TRX_ID
DATA_TRX_ID >= low_limit_id：
說明該數(shù)據(jù)是在當前read view 創(chuàng)建后才產(chǎn)生的，數(shù)據(jù)不顯示。

不顯示怎么辦，根據(jù)?DATA_ROLL_PTR 從 undo log 中找到歷史版本，找不到就空。

up_limit_id ?<low_limit_id ：就要看隔離級別了。

RR 級別的幻讀

有了鎖和 MVCC , 事務(wù)的隔離性得到解決。這里要引申一下，默認的 RR 的級別，解決了幻讀嗎？幻讀通常針對的是?INSERT,?不可重復度則針對?UPDATE 。

事物 1	事物 2
begin	begin
select * from dept
-	insert into dept(name) values("A")
-	commit
update dept set name="B"
commit

我們期望是

id??name
1???A
2???B

實際卻是

id??name
1???B
2???B

其實在 MySQL 可重復讀的隔離級別中并不是完全解決了幻讀的問題，而是解決了讀數(shù)據(jù)情況下的幻讀問題。而對于修改的操作依舊存在幻讀問題，就是說 MVCC 對于幻讀的解決時不徹底的。

原子性

接著說說原子性。前文有提到 undo log ，回滾日志。隔離性的MVCC其實就是依靠它來實現(xiàn)的，原子性也是。實現(xiàn)原子性的關(guān)鍵，是當事務(wù)回滾時能夠撤銷所有已經(jīng)成功執(zhí)行的sql語句。

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當事務(wù)對數(shù)據(jù)庫進行修改時，InnoDB會生成對應的 undo log；如果事務(wù)執(zhí)行失敗或調(diào)用了 rollback，導致事務(wù)需要回滾，便可以利用 undo log 中的信息將數(shù)據(jù)回滾到修改之前的樣子。undo log 屬于邏輯日志，它記錄的是sql執(zhí)行相關(guān)的信息。當發(fā)生回滾時，InnoDB 會根據(jù) undo log 的內(nèi)容做與之前相反的工作：

對于每個 insert，回滾時會執(zhí)行 delete；
對于每個 delete，回滾時會執(zhí)行insert；
對于每個 update，回滾時會執(zhí)行一個相反的 update，把數(shù)據(jù)改回去。

以update操作為例：當事務(wù)執(zhí)行update時，其生成的undo log中會包含被修改行的主鍵(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、這些列在修改前后的值等信息，回滾時便可以使用這些信息將數(shù)據(jù)還原到update之前的狀態(tài)。

持久性

Innnodb有很多 log，持久性靠的是 redo log。

一條SQL更新語句怎么運行

持久性肯定和寫有關(guān)，MySQL 里經(jīng)常說到的 WAL 技術(shù)，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging，它的關(guān)鍵點就是先寫日志，再寫磁盤。就像小店做生意，有個粉板，有個賬本，來客了先寫粉板，等不忙的時候再寫賬本。

redo log

redo log 就是這個粉板，當有一條記錄要更新時，InnoDB 引擎就會先把記錄寫到 redo log（并更新內(nèi)存），這個時候更新就算完成了。在適當?shù)臅r候，將這個操作記錄更新到磁盤里面，而這個更新往往是在系統(tǒng)比較空閑的時候做，這就像打烊以后掌柜做的事。

redo log 有兩個特點：

大小固定，循環(huán)寫
crash-safe

對于redo log 是有兩階段的：commit 和 prepare 如果不使用“兩階段提交”，數(shù)據(jù)庫的狀態(tài)就有可能和用它的日志恢復出來的庫的狀態(tài)不一致. 好了，先到這里，看看另一個。

Buffer Pool

InnoDB還提供了緩存，Buffer Pool 中包含了磁盤中部分數(shù)據(jù)頁的映射，作為訪問數(shù)據(jù)庫的緩沖：

當讀取數(shù)據(jù)時，會先從Buffer Pool中讀取，如果Buffer Pool中沒有，則從磁盤讀取后放入Buffer Pool；
當向數(shù)據(jù)庫寫入數(shù)據(jù)時，會首先寫入Buffer Pool，Buffer Pool中修改的數(shù)據(jù)會定期刷新到磁盤中。

Buffer Pool 的使用大大提高了讀寫數(shù)據(jù)的效率，但是也帶了新的問題：如果MySQL宕機，而此時 Buffer Pool 中修改的數(shù)據(jù)還沒有刷新到磁盤，就會導致數(shù)據(jù)的丟失，事務(wù)的持久性無法保證。

所以加入了 redo log。當數(shù)據(jù)修改時，除了修改Buffer Pool中的數(shù)據(jù)，還會在redo log記錄這次操作；

當事務(wù)提交時，會調(diào)用fsync接口對redo log進行刷盤。

如果MySQL宕機，重啟時可以讀取redo log中的數(shù)據(jù)，對數(shù)據(jù)庫進行恢復。

redo log采用的是WAL（Write-ahead logging，預寫式日志），所有修改先寫入日志，再更新到Buffer Pool，保證了數(shù)據(jù)不會因MySQL宕機而丟失，從而滿足了持久性要求。而且這樣做還有兩個優(yōu)點：

刷臟頁是隨機 IO，redo log 順序 IO
刷臟頁以Page為單位，一個Page上的修改整頁都要寫；而redo log 只包含真正需要寫入的，無效 IO 減少。

binlog

說到這，可能會疑問還有個 bin log 也是寫操作并用于數(shù)據(jù)的恢復，有啥區(qū)別呢。

層次：redo log 是 innoDB 引擎特有的，server 層的叫 binlog(歸檔日志)
內(nèi)容：redolog 是物理日志，記錄“在某個數(shù)據(jù)頁上做了什么修改”；binlog 是邏輯日志，是語句的原始邏輯，如“給 ID=2 這一行的 c 字段加 1 ”
寫入：redolog 循環(huán)寫且寫入時機較多，binlog 追加且在事務(wù)提交時寫入

binlog 和 redo log

對于語句?update T set c=c+1 where ID=2;

執(zhí)行器先找引擎取 ID=2 這一行。ID 是主鍵，直接用樹搜索找到。如果 ID = 2 這一行所在數(shù)據(jù)頁就在內(nèi)存中，就直接返回給執(zhí)行器；否則，需要先從磁盤讀入內(nèi)存，再返回。
執(zhí)行器拿到引擎給的行數(shù)據(jù)，把這個值加上 1，N+1，得到新的一行數(shù)據(jù)，再調(diào)用引擎接口寫入這行新數(shù)據(jù)。
引擎將這行新數(shù)據(jù)更新到內(nèi)存中，同時將這個更新操作記錄到 redo log 里面，此時 redo log 處于 prepare 狀態(tài)。然后告知執(zhí)行器執(zhí)行完成了，隨時可以提交事務(wù)。
執(zhí)行器生成這個操作的 binlog，并把 binlog 寫入磁盤。
執(zhí)行器調(diào)用引擎的提交事務(wù)接口，引擎把剛剛寫入的 redo log 改成提交（commit）狀態(tài)，更新完成

為什么先寫 redo log 呢？

先 redo 后 bin : binlog 丟失，少了一次更新，恢復后仍是0。
先 bin 后 redo : 多了一次事務(wù)，恢復后是1。

一致性

一致性是事務(wù)追求的最終目標，前問所訴的原子性、持久性和隔離性，其實都是為了保證數(shù)據(jù)庫狀態(tài)的一致性。當然，上文都是數(shù)據(jù)庫層面的保障，一致性的實現(xiàn)也需要應用層面進行保障。

也就是你的業(yè)務(wù)，比如購買操作只扣除用戶的余額，不減庫存，肯定無法保證狀態(tài)的一致。

總結(jié)

MySQL 都很熟， ACID 也知道是個啥，但 MySQL 的 ACID 怎么實現(xiàn)的？

有時候，就像你知道了有 undo log、redo log 但可能并不太清楚為什么有，當知道了設(shè)計的目的，了解起來就會更加清晰了。

參考：

https://zhuanlan.zhihu.com/p/52977862
https://learnku.com/articles/39212
https://www.cnblogs.com/rjzheng/p/10841031.html
https://www.cnblogs.com/kismetv/p/10331633.html

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