MySQL 是如何實現 ACID 的?
ACID
MySQL 作為一個關系型數據庫，以最常見的 InnoDB 引擎來說，是如何保證 ACID 的。
- （Atomicity）原子性： 事務是最小的執行單位，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： 執行事務前后，數據保持一致；
- （Isolation）隔離性： 并發訪問數據庫時，一個事務不被其他事務所干擾。
- （Durability）持久性: 一個事務被提交之后。對數據庫中數據的改變是持久的，即使數據庫發生故障。
隔離性
先說說隔離性，首先是四種隔離級別。
| 別 | 說明 |
|---|---|
| 讀未提交 | 一個事務還沒提交時，它做的變更就能被別的事務看到 |
| 讀提交 | 一個事務提交之后，它做的變更才會被其他事務看到 |
| 可重復讀 | 一個事務中，對同一份數據的讀取結果總是相同的，無論是否有其他事務對這份數據進行操作，以及這個事務是否提交。InnoDB默認級別。 |
| 串行化 | 事務串行化執行，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，犧牲系統并發性。 |
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 | 可以出現 | 可以出現 |
| 讀提交 | 不允許出現 | 可以出現 | 可以出現 |
| 可重復讀 | 不允許出現 | 不允許出現 | 可以出現 |
| 序列化 | 不允許出現 | 不允許出現 | 不允許出現 |
那么不同的隔離級別，隔離性是如何實現的，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 事務中，行鎖通過給索引上的索引項加鎖來實現。這意味著只有通過索引條件檢索數據，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，允許其他事務再加S鎖，不允許其他事務再加X鎖，即其他事務只讀不可寫。select...lock in share mode 加鎖。
- 排它鎖：寫鎖，不允許其他事務再加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，而是要等到事務結束時才釋放。這個就是兩階段鎖協議。
行鎖的實現算法
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，當某事務正在寫數據時，其他事務獲取不到寫鎖，就無法寫數據，一定程度上保證了事務間的隔離。但前面說，加了寫鎖，為什么其他事務也能讀數據呢，不是獲取不到讀鎖嗎？
MVCC
前面說到，有了鎖，當前事務沒有寫鎖就不能修改數據，但還是能讀的，而且讀的時候，即使該行數據其他事務已修改且提交，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：數據行版本號。用來標識最近對本行記錄做修改的事務 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 : 記錄數據被修改之前的日志，后面會詳細說。
ReadView
在每一條 SQL 開始的時候被創建，有幾個重要屬性：
- trx_ids: 當前系統活躍(未提交)事務版本號集合。
- low_limit_id: 創建當前 read view 時“當前系統最大事務版本號+1”。
- up_limit_id: 創建當前read view 時“系統正處于活躍事務最小版本號”
- creator_trx_id: 創建當前read view的事務版本號；
開始查詢
現在開始查詢，一個 select 過來了，找到了一行數據。
- DATA_TRX_ID <up_limit_id ：說明數據在當前事務之前就存在了，顯示。
- DATA_TRX_ID >= low_limit_id：
說明該數據是在當前read view 創建后才產生的，數據不顯示。
- 不顯示怎么辦，根據 DATA_ROLL_PTR 從 undo log 中找到歷史版本，找不到就空。
up_limit_id <DATA_TRX_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，而是解決了讀數據情況下的幻讀問題。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。另外，MySQL 系列面試題和答案全部整理好了，微信搜索Java技術棧，在后臺發送：面試，可以在線閱讀。
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的，原子性也是。實現原子性的關鍵，是當事務回滾時能夠撤銷所有已經成功執行的sql語句。
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當事務對數據庫進行修改時，InnoDB會生成對應的 undo log；如果事務執行失敗或調用了 rollback，導致事務需要回滾，便可以利用 undo log 中的信息將數據回滾到修改之前的樣子。undo log 屬于邏輯日志，它記錄的是sql執行相關的信息。當發生回滾時，InnoDB 會根據 undo log 的內容做與之前相反的工作：
- 對于每個 insert，回滾時會執行 delete；
- 對于每個 delete，回滾時會執行insert；
- 對于每個 update，回滾時會執行一個相反的 update，把數據改回去。
以update操作為例：當事務執行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據還原到update之前的狀態。
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，MySQL 里經常說到的 WAL 技術，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging，它的關鍵點就是先寫日志，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。點擊在線刷題，看看你可以打多少分了。
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（并更新內存），這個時候更新就算完成了。在適當的時候，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”，數據庫的狀態就有可能和用它的日志恢復出來的庫的狀態不一致. 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據頁的映射，作為訪問數據庫的緩沖：
- 當讀取數據時，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；
- 當向數據庫寫入數據時，會首先寫入Buffer Pool，Buffer Pool中修改的數據會定期刷新到磁盤中。
Buffer Pool 的使用大大提高了讀寫數據的效率，但是也帶了新的問題：如果MySQL宕機，而此時 Buffer Pool 中修改的數據還沒有刷新到磁盤，就會導致數據的丟失，事務的持久性無法保證。
所以加入了 redo log。當數據修改時，除了修改Buffer Pool中的數據，還會在redo log記錄這次操作；
當事務提交時，會調用fsync接口對redo log進行刷盤。
如果MySQL宕機，重啟時可以讀取redo log中的數據，對數據庫進行恢復。
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，保證了數據不會因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據的恢復，有啥區別呢。
- 層次：redo log 是 innoDB 引擎特有的，server 層的叫 binlog(歸檔日志)
- 內容：redolog 是物理日志，記錄“在某個數據頁上做了什么修改”；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 循環寫且寫入時機較多，binlog 追加且在事務提交時寫入
binlog 和 redo log
對于語句 update T set c=c+1 where ID=2;
- 執行器先找引擎取 ID=2 這一行。ID 是主鍵，直接用樹搜索找到。如果 ID = 2 這一行所在數據頁就在內存中，就直接返回給執行器；否則，需要先從磁盤讀入內存，再返回。
- 執行器拿到引擎給的行數據，把這個值加上 1，N+1，得到新的一行數據，再調用引擎接口寫入這行新數據。
- 引擎將這行新數據更新到內存中，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。然后告知執行器執行完成了，隨時可以提交事務。
- 執行器生成這個操作的 binlog，并把 binlog 寫入磁盤。
- 執行器調用引擎的提交事務接口，引擎把剛剛寫入的 redo log 改成提交（commit）狀態，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，恢復后是1。
一致性
一致性是事務追求的最終目標，前問所訴的原子性、持久性和隔離性，其實都是為了保證數據庫狀態的一致性。當然，上文都是數據庫層面的保障，一致性的實現也需要應用層面進行保障。
也就是你的業務，比如購買操作只扣除用戶的余額，不減庫存，肯定無法保證狀態的一致。
總結
MySQL 都很熟， ACID 也知道是個啥，但 MySQL 的 ACID 怎么實現的？
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，當知道了設計的目的，了解起來就會更加清晰了。另外，關注公眾號Java技術棧，在后臺回復：面試，可以獲取我整理的 Java/ MySQL 系列面試題和答案，非常齊全。
