MySQL如何實現(xiàn)事務(wù)的ACID

前言

最近在面試，有被問到，MySQL的InnoDB引擎是如何實現(xiàn)事務(wù)的，又或者說是如何實現(xiàn)ACID這幾個特性的，當時沒有答好，所以自己總結(jié)出來，記錄一下。

事務(wù)的四大特性ACID

事務(wù)的四大特性ACID分別是，A-原子性（Atomicity），C-一致性（Consistency），I-隔離性（Isolation），D-持久性（Durability）。一致性是最終目的，原子性、隔離性、持久性是為了保證一致性所做的措施。所以我寫的順序并不是按照ACID來寫的，將一致性放到了最后，順序就變成了，ADIC。

原子性（A）

原子性是指一個事務(wù)就是一個不可分割的工作單位，要么全部都執(zhí)行成功，要么全部都執(zhí)行失敗，沒有中間狀態(tài)或是只執(zhí)行一部分。

MySQL的InnoDB引擎是靠undo log（回滾日志）來實現(xiàn)的，undo log能夠保證在事務(wù)回滾時，能夠撤銷所有已經(jīng)執(zhí)行成功的SQL。

undo log 屬于邏輯日志，它記錄的是SQL執(zhí)行相關(guān)的信息。當事務(wù)對數(shù)據(jù)庫進行修改時，InnoDB會生成與之對應的undo log。如果事務(wù)執(zhí)行失敗或者調(diào)用的rollback，導致事務(wù)需要回滾，InnoDB引擎會根據(jù)undo log中的記錄，將數(shù)據(jù)回滾到之前的樣子。
例如在執(zhí)行insert語句時會生成相關(guān)的delete語句的undo log。反之執(zhí)行delete語句也會生成相關(guān)的insert語句的undo log。執(zhí)行update語句時也是如此，不過update語句在執(zhí)行undo log回滾時有可能會涉及到MVCC。主要是為了保證在執(zhí)行undo log的時候的select能看到哪個版本的數(shù)據(jù)。

持久性（D）

持久性是指事務(wù)一旦提交，對數(shù)據(jù)庫的操作就是永久性的，接下來的其他操作和異常故障不應該對它有任何影響。
我們都知道MySQL的數(shù)據(jù)最終是存放在磁盤中的，所以才會有磁盤的容量大小決定數(shù)據(jù)容量的大小。但是如果對MySQL的操作都是通過讀寫磁盤來進行的話，那么光是磁盤的I/O就夠把效率大大的拉低了。

所以InnoDB為MySQL提供了緩沖池（Buffer Pool）,Buffer Pool中包含了磁盤中部分數(shù)據(jù)頁的映射。
當從數(shù)據(jù)庫讀取數(shù)據(jù)時，會先從Buffer Pool中讀取數(shù)據(jù)，如果Buffer Pool中沒有，則從磁盤讀取后放入到Buffer Pool中。
當向數(shù)據(jù)庫寫入數(shù)據(jù)時，會先寫入到Buffer Pool中，Buffer Pool中更新的數(shù)據(jù)會定期刷新到磁盤中（此過程稱為刷臟）。

雖然Buffer Pool為MySQL的讀寫提高了效率，但是卻也帶來了新的問題，那就是如果數(shù)據(jù)剛更新到Buffer Pool中還沒來得及刷新到磁盤中時，MySQL突然宕機了，這就會導致數(shù)據(jù)丟失，造成事務(wù)的持久性無法保證了。
為了解決這個緩存的一致性問題，redo log就出現(xiàn)了。在對Buffer Pool中的數(shù)據(jù)進行修改的時候通過redo log記錄這次操作，當事務(wù)提交時會通過fsync接口對redo log進行刷盤。

因為在事務(wù)提交時會把redo log是同步在磁盤中的，所以當MySQL出現(xiàn)宕機時，可以從磁盤中讀取redo log進行數(shù)據(jù)的恢復，從而保證了事務(wù)的持久性。

redo log 采用的預寫的方式記錄日志，即先記錄日志，再更新Buffer Pool，這樣就強行的保證了，數(shù)據(jù)只要保存在了redo log中就一定會存儲到磁盤中了。

這要解釋一下，redo log 也是寫磁盤，刷臟也是寫磁盤，為啥要先記錄redo log而不是直接刷臟？

主要原因就是redo log比刷臟快很多。

第一點是，redo log是追加操作日志，是順序IO；而刷臟是隨機IO，因為每次更新的數(shù)據(jù)不一定是挨著的，也就是隨機的。

第二點是，刷臟是以數(shù)據(jù)頁（Page）為單位的（即每次最少從磁盤中讀取一頁數(shù)據(jù)到內(nèi)存，或者最少刷一頁數(shù)據(jù)到磁盤），MySQL默認頁大小是16KB，對一個頁上的修改，都要整個頁都刷到磁盤中；而redo log只包含真正的需要寫入磁盤的操作日志。

MySQL還有一個記錄操作的日志，叫binlog ，那么redo log和binlog又有什么區(qū)別呢？

• 第一點作用上的區(qū)別：
  

redo log是用來記錄更新緩存的，為了保證MySQL就算宕機也不會影響事務(wù)的持久性；binlog是用來記錄什么時間操作了什么，主要有時間點，可以保證將數(shù)據(jù)恢復到某個時間點，也有用于主從同步數(shù)據(jù)的。

• 第二點層次上的區(qū)別：
  

redo log是存儲引擎InnoDB實現(xiàn)的（MyISAM就沒有redo log），而binlog是在MySQL服務(wù)器層面存在的任何其他存儲引擎也有binlog。
存儲內(nèi)容上，redo log是物理日志，基于磁盤的數(shù)據(jù)頁，binlog是邏輯日志，存儲的一條執(zhí)行SQL。

• 第三點寫入時機的區(qū)別：
  

redo log 在默認情況下是在事務(wù)提交時，進行刷盤的；可以通過參數(shù)：innodb_flush_log_at_trx_commit 來改變策略，可以不用等到事務(wù)提交時才進行刷盤。
如：可以設(shè)置成每秒提交一次。
binlog是在事務(wù)提交時寫入。

隔離性（I）

原子性和持久性都是基于單個事務(wù)內(nèi)部的措施，而隔離性是只多個事務(wù)之間相互隔離，互不影響的特性。
我們都知道事務(wù)的隔離級別中最嚴謹?shù)氖谴谢⊿erializable）,但是隔離性越高，性能就越低，所以一般不使用串行化這個隔離級別。
對于隔離性的，我們要分兩種情況進行討論：

• 一個事務(wù)中的寫操作對另一個事務(wù)中的寫操作的影響；
• 一個事務(wù)中的寫操作對另一個事務(wù)中的讀操作的影響；

首先，事務(wù)間的寫操作其實是靠MySQL的鎖機制來實現(xiàn)隔離的，而事務(wù)間的寫和讀操作是靠MVCC機制來實現(xiàn)的。

鎖機制

MySQL中的鎖主要有

按照功能分：讀鎖和寫鎖；按照作用范圍分：表級鎖和行級鎖；
還有意向鎖，間隙鎖等。

讀鎖：又稱“共享鎖”，是指多個事務(wù)可以共享一把鎖，都只能訪問數(shù)據(jù)，并不能修改。

寫鎖：又稱“排他鎖”，是不能和其他事務(wù)共享數(shù)據(jù)的，如果一個事務(wù)獲取到了一個數(shù)據(jù)的排他鎖，那么其他事務(wù)就不能再獲取該行的其他鎖，包括共享鎖和排他鎖。

表級鎖：是指會將整個表進行鎖定，性能較差，不同存儲引擎支持的鎖的粒度不同，MyISAM引擎支持表級鎖，InnoDB引擎支持表級鎖也支持行級鎖。

行級鎖：會將需要操作的相應行進行鎖定，性能好。

意向鎖：意向鎖是表級鎖，如果在一個事務(wù)已經(jīng)對一個表中的某個數(shù)據(jù)加上了排他鎖或共享鎖，那么就可以加上意向鎖，這樣當下一個事務(wù)來進行鎖表的時候發(fā)現(xiàn)已經(jīng)存在意向鎖了，就會先被阻塞，如果不加意向鎖的話，第二個事務(wù)來鎖表的時候需要一行一行的遍歷查看是否有數(shù)據(jù)已經(jīng)被鎖住了。

間隙鎖：間隙鎖是為了防止產(chǎn)生幻讀而加的鎖，加在不存在的空閑空間，可以是兩個索引記錄之間，也可能是第一個索引記錄之前或最后一個索引之后的空間（但是并不包含當前記錄）。這樣就保證了在間隙鎖執(zhí)行的時候，新增的數(shù)據(jù)會阻塞，保證了一個事務(wù)中的兩次查詢獲得的記錄數(shù)都是一致的。

Next-Key Lock：Next-Key Lock是行級鎖和間隙鎖的結(jié)合產(chǎn)生的鎖，因為間隙鎖是不會鎖住當前記錄的而Next-Key Lock是會將當前記錄也鎖住的。

例如：如果一個表中有三條數(shù)據(jù)分別是：