【MySQL】MySQL的事务原理和实现？
文章目录
- MySQL事务的底层实现原理
- 一、事务的目的
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- 可靠性和并发处理
- 二、实现事务功能的三个技术
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- 2.1 redo log 与 undo log介绍
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- 2.1.1 redo log
- 2.1.2undo log
- 2.2 mysql锁技术
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- 2.2.1 mysql锁技术
- 2.3 MVCC基础
- 三、事务的实现
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- 3.1 原子性的实现
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- 3.1.1 undo log 的生成
- 3.1.2 根据undo log 进行回滚
- 3.2 持久性的实现
- 3.3 隔离性实现
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- 3.3.1 READ UNCOMMITTED
- 3.3.2 READ COMMITTED
- 3.3.3 REPEATABLE READ(Mysql默认隔离级别)
- 3.3.4 SERIALIZABLE
- 3.4 一致性的实现
- 总结
MySQL事务的底层实现原理
特点ACID：
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原子性(Atomicity)
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一致性(Consistency)
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隔离型(Isolation)
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持久性(Durability)
一、事务的目的
可靠性和并发处理
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可靠性：数据库要保证当insert或update操作时抛异常或者数据库crash的时候需要保障数据的操作前后的一致，想要做到这个，我需要知道我修改之前和修改之后的状态，所以就有了undo log和redo log。
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并发处理：也就是说当多个并发请求过来，并且其中有一个请求是对数据修改操作的时候会有影响，为了避免读到脏数据，所以需要对事务之间的读写进行隔离，至于隔离到啥程度得看业务系统的场景了，实现这个就得用MySQL 的隔离级别。
二、实现事务功能的三个技术
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日志文件(redo log 和 undo log)
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锁技术
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MVCC
2.1 redo log 与 undo log介绍
2.1.1 redo log
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什么是redo log ?
redo log叫做重做日志，是用来实现事务的持久性。该日志文件由两部分组成：重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log）,前者是在内存中，后者在磁盘中。
当事务提交之后会把所有修改信息都会存到该日志中。假设有个表叫做tb1(id,username) 现在要插入数据（3，ceshi）
start transaction;
select balance from bank where name="zhangsan";
// 生成 重做日志 balance=600
update bank set balance = balance - 400;
// 生成 重做日志 amount=400
update finance set amount = amount + 400;
commit
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redo log 有什么作用？
mysql 为了提升性能不会把每次的修改都实时同步到磁盘，而是会先存到Boffer Pool(缓冲池)里头，把这个当作缓存来用。然后使用后台线程去做缓冲池和磁盘之间的同步。
那么问题来了，如果还没来的同步的时候宕机或断电了怎么办？这样会导致丢部分已提交事务的修改信息！
所以引入了redo log来记录已成功提交事务的修改信息，并且会把redo log持久化到磁盘，系统重启之后在读取redo log恢复最新数据。
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总结
redo log是用来恢复数据的 用于保障已提交事务的持久化特性。
2.1.2undo log
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什么是 undo log ？
undo log 叫做回滚日志，用于记录数据被修改前的信息。他正好跟前面所说的重做日志所记录的相反，重做日志记录数据被修改后的信息。undo log主要记录的是数据的逻辑变化，为了在发生错误时回滚之前的操作，需要将之前的操作都记录下来，然后在发生错误时才可以回滚。
每次写入数据或者修改数据之前都会把修改前的信息记录到 undo log。
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undo log 有什么作用？
undo log 记录事务修改之前版本的数据信息，因此假如由于系统错误或者rollback操作而回滚的话可以根据undo log的信息来进行回滚到没被修改前的状态。
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总结
undo log是用来回滚数据的用于保障 未提交事务的原子性
2.2 mysql锁技术
2.2.1 mysql锁技术
当有多个请求来读取表中的数据时可以不采取任何操作，但是多个请求里有读请求，又有修改请求时必须有一种措施来进行并发控制。不然很有可能会造成不一致。
- 读写锁
解决上述问题很简单，只需用两种锁的组合来对读写请求进行控制即可，这两种锁被称为：
- 共享锁(shared lock),又叫做"读锁"
读锁是可以共享的，或者说多个读请求可以共享一把锁读数据，不会造成阻塞。
- 排他锁(exclusive lock),又叫做"写锁"
写锁会排斥其他所有获取锁的请求，一直阻塞，直到写入完成释放锁。
- 总结
通过读写锁，可以做到读读可以并行，但是不能做到写读，写写并行,事务的隔离性就是根据读写锁来实现的。
2.3 MVCC基础
MVCC (MultiVersion Concurrency Control) 叫做多版本并发控制。
InnoDB的 MVCC ，是通过在每行记录的后面保存两个隐藏的列来实现的。
这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存了行的过期时间，当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号
他的主要实现思想是通过数据多版本来做到读写分离。从而实现不加锁读进而做到读写并行.。
MVCC在mysql中的实现依赖的是undo log与read view
undo log :undo log 中记录某行数据的多个版本的数据。
read view :用来判断当前版本数据的可见性
三、事务的实现
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事务的原子性是通过undolog来实现的
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事务的持久性性是通过redolog来实现的
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事务的隔离性是通过(读写锁+MVCC)来实现的
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事务的终极大 boss 一致性是通过原子性，持久性，隔离性来实现的！！！
原子性，持久性，隔离性的目的也是为了保障数据的一致性！
总之，ACID只是个概念，事务最终目的是要保障数据的可靠性，一致性。
3.1 原子性的实现
- 什么是原子性：
一个事务必须被视为不可分割的最小工作单位，一个事务中的所有操作要么全部成功提交，要么全部失败回滚，对于一个事务来说不可能只执行其中的部分操作，这就是事务的原子性。
以上概念相信大家伙儿都了解，那么数据库是怎么实现的呢？就是通过回滚操作。所谓回滚操作就是当发生错误异常或者显式的执行rollback语句时需要把数据还原到原先的模样，所以这时候就需要用到undo log来进行回滚，接下来看一下undo log在实现事务原子性时怎么发挥作用的
3.1.1 undo log 的生成
假设有两个表 bank和finance，当进行插入，删除以及更新操作时生成的undo log。
从上图可以了解到数据的变更都伴随着回滚日志的产生：
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产生了被修改前数据(zhangsan,1000) 的回滚日志
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产生了被修改前数据(zhangsan,0) 的回滚日志
根据上面流程可以得出如下结论：
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每条数据变更(insert/update/delete)操作都伴随一条undo log的生成,并且回滚日志必须先于数据持久化到磁盘上
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所谓的回滚就是根据回滚日志做逆向操作，比如delete的逆向操作为insert，insert的逆向操作为delete，update的逆向为update等。
3.1.2 根据undo log 进行回滚
为了做到同时成功或者失败，当系统发生错误或者执行rollback操作时需要根据undo log 进行回滚
img
回滚操作就是要还原到原来的状态，undo log记录了数据被修改前的信息以及新增和被删除的数据信息，根据undo log生成回滚语句，比如：
(1) 如果在回滚日志里有新增数据记录，则生成删除该条的语句
(2) 如果在回滚日志里有删除数据记录，则生成生成该条的语句
(3) 如果在回滚日志里有修改数据记录，则生成修改到原先数据的语句
3.2 持久性的实现
事务一旦提交，其所做的修改会永久保存到数据库中，此时即使系统崩溃修改的数据也不会丢失。
先了解一下MySQL的数据存储机制，MySQL的表数据是存放在磁盘上的，因此想要存取的时候都要经历磁盘IO,然而即使是使用SSD磁盘IO也是非常消耗性能的。为此，为了提升性能InnoDB提供了缓冲池(Buffer Pool)，Buffer Pool中包含了磁盘数据页的映射，可以当做缓存来使用：
读数据：会首先从缓冲池中读取，如果缓冲池中没有，则从磁盘读取再放入缓冲池；
写数据：会首先写入缓冲池，缓冲池中的数据会定期同步到磁盘中；
上面这种缓冲池的措施虽然在性能方面带来了质的飞跃，但是它也带来了新的问题，当MySQL系统宕机，断电的时候可能会丢数据！！！
因为我们的数据已经提交了，但此时是在缓冲池里头，还没来得及在磁盘持久化，所以我们急需一种机制需要存一下已提交事务的数据，为恢复数据使用。
于是 redo log就派上用场了。下面看下redo log是什么时候产生的
既然redo log也需要存储，也涉及磁盘IO为啥还用它？
（1）redo log 的存储是顺序存储，而缓存同步是随机操作。
（2）缓存同步是以数据页为单位的，每次传输的数据大小大于redo log。
3.3 隔离性实现
隔离性是事务ACID特性里最复杂的一个。在SQL标准里定义了四种隔离级别，每一种级别都规定一个事务中的修改，哪些是事务之间可见的，哪些是不可见的。
级别越低的隔离级别可以执行越高的并发，但同时实现复杂度以及开销也越大。
MySQL隔离级别有以下四种（级别由低到高）：
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READUNCOMMITED(未提交读)
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READCOMMITED(提交读)
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REPEATABLEREAD(可重复读)
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SERIALIZABLE (可重复读)
只要彻底理解了隔离级别以及他的实现原理就相当于理解了ACID里的隔离型。前面说过原子性，隔离性，持久性的目的都是为了要做到一致性，但隔离型跟其他两个有所区别，原子性和持久性是为了要实现数据的可性保障靠，比如要做到宕机后的恢复，以及错误后的回滚。
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那么隔离性是要做到什么呢？
隔离性是要管理多个并发读写请求的访问顺序。 这种顺序包括串行或者是并行
说明一点，写请求不仅仅是指insert操作，又包括update操作。
总之，从隔离性的实现可以看出这是一场数据的可靠性与性能之间的权衡：
可靠性性高的，并发性能低(比如Serializable)。可靠性低的，并发性能高(比如 Read Uncommited)
3.3.1 READ UNCOMMITTED
在READ UNCOMMITTED隔离级别下，事务中的修改即使还没提交，对其他事务是可见的。事务可以读取未提交的数据，造成脏读。
因为读不会加任何锁，所以写操作在读的过程中修改数据，所以会造成脏读。好处是可以提升并发处理性能，能做到读写并行。
换句话说，读的操作不能排斥写请求。
优点：读写并行，性能高
缺点：造成脏读
3.3.2 READ COMMITTED
一个事务的修改在他提交之前的所有修改，对其他事务都是不可见的。其他事务能读到已提交的修改变化。在很多场景下这种逻辑是可以接受的。
InnoDB在 READ COMMITTED，使用排它锁,读取数据不加锁而是使用了MVCC机制。或者换句话说他采用了读写分离机制。
但是该级别会产生不可重读以及幻读问题。
- 什么是不可重读？
在一个事务内多次读取的结果不一样。
- 为什么会产生不可重复读？
这跟 READ COMMITTED 级别下的MVCC机制有关系，在该隔离级别下每次 select的时候新生成一个版本号，所以每次select的时候读的不是一个副本而是不同的副本。
在每次select之间有其他事务更新了我们读取的数据并提交了，那就出现了不可重复读
3.3.3 REPEATABLE READ(Mysql默认隔离级别)
在一个事务内的多次读取的结果是一样的。这种级别下可以避免，脏读，不可重复读等查询问题。mysql 有两种机制可以达到这种隔离级别的效果，分别是采用读写锁以及MVCC。
采用读写锁实现：
为什么能可重复读？只要没释放读锁，在次读的时候还是可以读到第一次读的数据。
优点：实现起来简单
缺点：无法做到读写并行
采用MVCC实现：
为什么能可重复读？因为多次读取只生成一个版本，读到的自然是相同数据。
优点：读写并行
缺点：实现的复杂度高
但是在该隔离级别下仍会存在幻读的问题，关于幻读的解决我打算另开一篇来介绍。
3.3.4 SERIALIZABLE
该隔离级别理解起来最简单，实现也最简单。在隔离级别下除了不会造成数据不一致问题，没其他优点。
3.4 一致性的实现
数据库总是从一个一致性的状态转移到另一个一致性的状态。
下面举个例子，zhangsan 从银行卡转400到理财账户:
start transaction;
select balance from bank where name="zhangsan";
// 生成 重做日志 balance=600
update bank set balance = balance - 400;
// 生成 重做日志 amount=400
update finance set amount = amount + 400;
commit;
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假如执行完 update bank set balance = balance - 400;之发生异常了，银行卡的钱也不能平白无故的减少，而是回滚到最初状态。
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又或者事务提交之后，缓冲池还没同步到磁盘的时候宕机了，这也是不能接受的，应该在重启的时候恢复并持久化。
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假如有并发事务请求的时候也应该做好事务之间的可见性问题，避免造成脏读，不可重复读，幻读等。在涉及并发的情况下往往在性能和一致性之间做平衡，做一定的取舍，所以隔离性也是对一致性的一种破坏。
总结
实现事务采取了哪些技术以及思想？
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原子性：使用 undo log ，从而达到回滚
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持久性：使用 redo log，从而达到故障后恢复
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隔离性：使用锁以及MVCC,运用的优化思想有读写分离，读读并行，读写并行
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一致性：通过回滚，以及恢复，和在并发环境下的隔离做到一致性。