Mysql事务实现原理

在日常工作中，数据库是我们必须使用的，其中使用最多的也是大部分中小公司的选择是MySQL，跳槽面试中也是必问的，今天我们就说一下Mysql事务

MySQL中的事务实现原理主要涉及以下几个方面：

1. ACID特性：MySQL支持事务的原因之一是它遵循ACID（原子性、一致性、隔离性和持久性）特性。这意味着在一个事务中的所有操作要么全部成功地提交，要么全部失败回滚。这确保了数据的一致性和可靠性。
2. 日志：MySQL使用日志来记录事务的操作和变化。MySQL有两种主要的日志类型：重做日志（Redo Log）和回滚日志（Undo Log）。
3. 锁机制：MySQL使用锁机制来实现事务的隔离性，保证并发事务的正确执行。MySQL支持多种类型的锁，如共享锁（Shared Lock）和排他锁（Exclusive Lock），以及行级锁和表级锁等。锁机制可以防止多个事务同时修改同一个数据，保证数据的一致性。
4. MVCC（多版本并发控制）：MVCC是MySQL中的一种并发控制机制，用于在并发事务执行时保证数据的隔离性。MVCC通过在每个数据行上维护多个版本来实现。每个事务在读取数据时，会根据自己的事务ID和数据行的版本信息来确定可见的数据版本，从而实现不同事务之间的隔离性。
5. 事务管理器：MySQL有一个事务管理器来协调和管理事务的执行。事务管理器负责事务的开始、提交、回滚和并发控制等。它还负责处理并发事务之间的冲突和死锁等问题。

综上所述，MySQL通过使用日志、锁机制、MVCC和事务管理器等技术来实现事务的原子性、一致性、隔离性和持久性。这些机制保证了数据的完整性和一致性，并提供了高并发的支持。

其中ACID四大特性，实际上分为两个部分，其中的原子性、一致性、持久性，实际上是由InnoDB中的两份日志来保证的，一份是redo log日志，一份是undo log日志。而隔离性是通过数据库的锁，加上MVCC来保证的。

我们在讲解事务原理的时候，主要就是来研究一下redolog，undolog以及MVCC

事务基础ACID

事务是一组操作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求，即这些操作要么同时成功，要么同时失败。
特性
• 原子性（Atomicity）：事务是不可分割的最小操作单元，要么全部成功，要么全部失败。
• 一致性（Consistency）：事务完成时，必须使所有的数据都保持一致状态。
• 隔离性（Isolation）：数据库系统提供的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行。
• 持久性（Durability）：事务一旦提交或回滚，它对数据库中的数据的改变就是永久的。
那实际上，我们研究事务的原理，就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。

redo log重做日志

记录的是事务提交时数据页的物理修改，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 file）,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存到该日志文件中, 用于在刷新脏页到磁盘,发生错误时, 进行数据恢复使用。

如果没有redolog，可能会存在什么问题的？我们一起来分析一下。我们知道，在InnoDB引擎中的内存结构中，主要的内存区域就是缓冲池，在缓冲池中缓存了很多的数据页。当我们在一个事务中，执行多个增删改的操作时，InnoDB引擎会先操作缓冲池中的数据，如果缓冲区没有对应的数据，会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来，存放在缓冲区中，然后将缓冲池中的数据修改，修改后的数据页我们称为脏页。而脏页则会在一定的时机，通过后台线程刷新到磁盘中，从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。而缓冲区的脏页数据并不是实时刷新的，而是一段时间之后将缓冲区的数据刷新到磁盘中，假如刷新到磁盘的过程出错了，而提示给用户事务提交成功，而数据却没有持久化下来，这就出现问题了，没有保证事务的持久性。

那么，如何解决上述的问题呢？在InnoDB中提供了一份日志 redo log，接下来我们再来分析一下，通过redolog如何解决这个问题。

有了redolog之后，当对缓冲区的数据进行增删改之后，会首先将操作的数据页的变化，记录在redo log buffer中。在事务提交时，会将redo log buffer中的数据刷新到redo log磁盘文件中。过一段时间之后，如果刷新缓冲区的脏页到磁盘时，发生错误，此时就可以借助于redo log进行数据恢复，这样就保证了事务的持久性。而如果脏页成功刷新到磁盘或或者涉及到的数据已经落盘，此时redolog就没有作用了，就可以删除了，所以存在的两个redolog文件是循环写的。那为什么每一次提交事务，要刷新redo log 到磁盘中呢，而不是直接将buffer pool中的脏页刷新到磁盘呢 ?
因为在业务操作中，我们操作数据一般都是随机读写磁盘的，而不是顺序读写磁盘。而redo log在往磁盘文件中写入数据，由于是日志文件，所以都是顺序写的。顺序写的效率，要远大于随机写。这种先写日志的方式，称之为 WAL（Write-Ahead Logging 预写日志）。

undo log回滚日志

用于记录数据被修改前的信息 , 作用包含两个 : 提供回滚(保证事务的原子性) 和MVCC(多版本并发控制
undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert记录，反之亦然，当update一条记录时，它记录一条对应相反的update记录。当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。
Undo log销毁：undo log在事务执行时产生，事务提交时，并不会立即删除undo log，因为这些日志可能还用于MVCC。
Undo log存储：undo log采用段的方式进行管理和记录，存放在前面介绍的 rollback segment 回滚段中，内部包含1024个undo log segment。

MVCC

全称 Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能。MVCC的具体实现，还需要依赖于数据库记录中的三个隐式字段、undo log日志、readView。
接下来介绍一下InnoDB引擎的表中涉及到的隐藏字段、undolog 以及 readview。

隐藏字段

当我们创建了上面的这张表，我们在查看表结构的时候，就可以显式的看到这三个字段。实际上除了这三个字段以外，InnoDB还会自动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是：

而上述的前两个字段是肯定会添加的，是否添加最后一个字段DB_ROW_ID，得看当前表有没有主键，如果有主键，则不会添加该隐藏字段。

undolog

介绍

回滚日志，在insert、update、delete的时候产生的便于数据回滚的日志。
当insert的时候，产生的undo log日志只在回滚时需要，在事务提交后，可被立即删除。
而update、delete的时候，产生的undo log日志不仅在回滚时需要，在快照读时也需要，不会立即被删除。

版本链

有一张表原始数据为：

DB_TRX_ID : 代表最近修改事务ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID，是自增的。
DB_ROLL_PTR ：由于这条数据是才插入的，没有被更新过，所以该字段值为null。然后，有四个并发事务同时在访问这张表。

最终生成记录数据:

最终我们发现，不同事务或相同事务对同一条记录进行修改，会导致该记录的undolog生成一条记录版本链表，链表的头部是最新的旧记录，链表尾部是最早的旧记录。

readview

ReadView（读视图）是快照读 SQL执行时MVCC提取数据的依据，记录并维护系统当前活跃的事务（未提交的）id。
ReadView中包含了四个核心字段：

而在readview中就规定了版本链数据的访问规则：trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID。

ReadView生成后才开启。 |
| min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id | 如果trx_id不在m_ids中，是可以访问该版本的 | 成立，说明数据已经提交。 |

不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：

• READ COMMITTED ：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
• REPEATABLE READ：仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView。

MVCC的实现原理就是通过 InnoDB表的隐藏字段、UndoLog 版本链、ReadView来实现的。而MVCC + 锁，则实现了事务的隔离性。而一致性则是由redolog 与 undolog保证。