MySQL ACID实现机制

本文介绍事务四大特性ACID的实现机制。

1. Durability-持久性

持久性的定义：一旦事务提交，其所做的修改将永久保存在数据库中，即使系统发生崩溃或电源故障也不会丢失。

实现持久性的原理：Redo log(重做日志) + Doublewrite Buffer(双写缓冲区)

我们以下面的例子来说明实现持久性的机制：

sql

begin;  -- 开启事务
update t set name='a' where id=1;  -- 修改数据，id是主键
commit;

首先手动开启事务，那么系统不会自动提交DML操作；
然后执行update语句：
- 首先通过主键索引找到数据页，如果该页不在缓冲池中，则将该页加载进缓冲池中；
- 然后在该页上执行修改操作，将name改为‘a’；
- 将数据页标记为脏页；
记录修改操作，并保存到Log Buffer中；
执行commit操作，此时MySQL会将Log Buffer中的内容刷新到磁盘中（由 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制），刷新成功后才会给用户返回操作成功的提示。这样，操作记录就持久化到磁盘中了，并且由于日志是顺序写的，内容较少，所以速度是快的，不会影响体验。
哪怕此时系统崩溃，内存中的数据丢失，之后也可以通过Redo log恢复数据，保证了提交了的事务是不会丢失的。

Doublewrite Buffer（双写缓冲区）的作用是为了解决部分写失效问题：InnoDB 存储引擎的数据读写最小单位是页 (Page)，通常是 16KB。操作系统读写磁盘的最小单位通常是 4KB 或 8KB。当 InnoDB 将一个 16KB 的数据页从内存写入磁盘时，如果操作系统层面的写操作（例如分 4 个 4KB 的块写入）在中间发生中断（比如服务器掉电、操作系统崩溃），就可能导致磁盘上的数据页只写入了一部分，形成一个不完整或损坏的页。一个被部分写入的页是无效的，而且更糟糕的是，仅仅依靠 Redo Log 无法恢复这种损坏的页。Redo Log 记录的是对数据页的逻辑物理修改（例如“将页 X 的偏移 Y 处的值从 Z 改为 W”），它假设被修改的页本身是完整的。如果页本身已经损坏，Redo Log 无法将其恢复到一个一致的、可用的状态。

具体解决方法可以查看前一篇文章：InnoDB存储引擎

2. Atomicity-原子性

原子性的定义：一个事务中的所有操作，要么全部成功执行，要么全部不执行（回滚到事务开始前的状态）。没有中间状态。

实现原子性的原理：Undo Log(重做日志)

以下面的例子讲解Undo Log的使用

sql

begin;
update t set name='a' where id=1;
update t set age=20 where id=1;
update x set address = '重庆' where name='张三';
rollback;

假设现在开启一个事务，事务ID为999，那么执行三条update语句时，会产生三条Undo Log记录，与事务999相关联，示意图如下：

当执行rollback语句时，会找到与事务999相关联的Undo Log记录，执行其中的内容，达到回滚的效果。

Undo log 记录分为两类：

Insert Undo Log：记录 INSERT 操作。
Update Undo Log：记录 UPDATE 和 DELETE 操作。

3. Isolation-隔离性

隔离性的定义：多个并发事务之间互不干扰，一个事务的中间状态对其他事务不可见。事务看起来就像是串行执行一样。

实现隔离性的机制：锁(Locking)+ 多版本并发控制(MVCC)

3.1 MVCC

之前我们已经详细介绍过锁了，这里主要介绍MVCC。

MVCC，Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制，是指维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突。MVCC的实现依赖数据库记录中的三个隐藏字段、Undo Log和ReadView。

在介绍MVCC之前，先介绍三个隐藏字段。在MySQL中，为了维护的需要，添加了三个隐藏字段：DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR和DB_ROW_ID。

当多个事务对同一条记录执行写操作时，会形成一条Undo Log版本链，通过DB_ROLL_PTR相关联，链表的头部是最新的记录，链表的尾部是最早的记录：

接下来介绍ReadView。先理解两个概念：

当前读：读取的是记录的最新版本，并且读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，所以会对读取的记录加锁。如select ... for share，select ... for update，insert，update，delete都是一种当前读；
快照读：简单的select（不加锁）就是快照读，读取的是记录数据的可见版本，有可能是历史数据，不加锁，是非阻塞读。

进行快照读时，就会生成一个ReadView对象，其中包含了四个关键字段：

当事务对某条数据进行快照读时，根据生成的ReadView对象，和Undo Log链中记录版本数据中的trx_id进行比较，就能判断是否可以访问该版本数据：

3.2 不同隔离级别

READ UNCOMMITTED-读未提交：既不会加锁，也不会使用MVCC。
READ COMMITTED-读已提交：使用加锁机制和MVCC机制。
在事务中，每一次执行快照读时，会生成新的ReadView对象。
例如：
在事务5中第一次执行快照读，生成一个ReadView对象，然后根据Undo Log版本链中查找可以读的记录，找到（红框）：
在事务5中再次执行快照读，又生成一个新的ReadView对象，再根据新的ReadView去Undo Log版本链中查找可以读的记录，找到另一条记录（红框）：
REPEATABLE READ-可重复读：使用加锁机制和MVCC机制。
仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView对象，后续服用该ReadView对象。
例如：
在事务5中执行两次快照读，第二次直接复用第一次的ReadView，所以和第一次的结果相同：
SERIALIZABLE-串行化：使用加锁机制。