ACID的实现原理
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2021-09-28 09:54
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引言
ACID是事务的特点也是必须的要求，只有保证ACID事务的执行才不会出错，分别是原子性、一致性、隔离性和持久性。我们知道典型的MySQL事务是这样执行的：
start transaction 开启事务
commit 提交事务
rollback 回滚事务
注意两个默认机制：
如果没有显示开启事务，每条SQL都是单独的事务
自动提交机制
下面我们就来分析一下ACID是如何实现的？以及它和锁机制、隔离级别的关系。
实现原理
1、原子性（Atomicity）
原子性就是说事务是一个不可分割的基本单位，其中的操作要么全部执行，要么都不执行，其实就是rollback的实现机制，原子性实现的原理是通过undo log。
undo log是逻辑日志，它记录的是每条sql。当事务对数据库进行修改时，InnoDB 会生成对应的 undo log，如果事务执行失败调用了rollback，便可以利用 undo log 中的信息将数据回滚到修改之前的样子。
对于每个 insert，回滚时会执行 delete。
对于每个 delete，回滚时会执行 insert。
对于每个 update，回滚时会执行一个相反的 update，把数据改回去。
2、持久性（Durability）
持久性是指事务一旦提交，它对数据库的改变就应该是永久性的。接下来的其他操作或故障不应该对其有任何影响。重点就是如何保证数据库宕机数据不受影响。实现原理是通过redo log
要想深入了解redolog，需要事先了解MySQL的存储引擎是怎么从磁盘读取数据，又是如何把数据刷回磁盘的？这里以InnoDB为例，由于磁盘IO速度很慢，因此InnoDB不直接与磁盘打交道，而是通过Buffer Pool缓冲池，以此来加速读和加速写。
加速读指的是读取时会优先从Buffer Pool读取，如果 Buffer Pool 中没有，则从磁盘读取后放入 Buffer Pool。
加读写指的是当向数据库写入数据时，会首先写入 Buffer Pool，Buffer Pool 中修改的数据会定期刷新到磁盘中，这一过程称为刷脏。
但是如果buffer中保存的数据还没刷新到磁盘数据库就宕机了，会造成数据永久丢失。于是引入redo log解决这个问题，原理是WAL，先写log，再写buffer，并且每次事务提交都会把redo log刷新到磁盘。这个时候如果数据库宕机，也可以通过redo log的记录恢复所有数据。
你可能会有的两个疑问：
为什么buffer pool中的数据要定期刷脏，如果每次事务提交都刷新到磁盘，就不需要redo log
因为每次修改的数据随机，buffer pool刷脏过程是随机IO，速度很慢，而redo log是追加操作，数据都是连续的，属于顺序IO。第二个原因是刷脏都是以数据页为单位的，一个小修改都要整页写入，而redo log中只包含真正修改的部分，无效IO减少。
redo log 和 bin log的关系，bin log是否与持久性有关？
完全无关，两者的层次和维度都不相同。bin log是server端的，用于备份和恢复数据、主从复制等，而redo log是innodb特有的，用于保证异常情况下数据安全。当然redo log的二阶段提交也是必要的，用来保证redo log和bin log的一致性。
3、隔离性（Isolation）
1. 引言
这是个重头戏，涉及到很多方面的内容
隔离性指的是事物内部的操作与其他事务是隔离的，并发执行的事务之间不能互相干扰。不同的隔离级别事务并发程度也不相同，能解决的问题也不同。一般来说，隔离级别越高并发程度越低，因为要加不同的锁。
MySQL隔离级别 -- 可能产生的问题：
读未提交 -- 脏读、不可重复读、幻读
读已提交 -- 不可重复读、幻读
可重复读 -- 幻读
串行化 -- 无
先对各个级别加锁情况做个介绍，让你有个基本概念：
读未提交级别：不需要加任何锁，因此它的并发程度最高，但同时也会引发各种并发问题
读已提交级别：读不需要加锁，但是写需要加排它锁/MVCC
可重复读级别：有两种不同的实现方式，一是悲观锁即读加共享锁，写加排它锁，这种方式并发程度低；二是乐观锁即MVCC，它的优势是不加锁，使用undo log和视图的概念实现，并发程度高
串行化：读加共享锁，写加排他锁，读写互斥
可以看到，随着隔离级别的提高，假的锁也更多，并发程度自然更低。实际应用时要根据业务需求，选择最合适的隔离级别。
其实隔离性本质上就是解决两个问题：
(一个事务)写操作对(另一个事务)写操作的影响：只能通过锁机制（当前读，读取最新数据）
(一个事务)写操作对(另一个事务)读操作的影响：目标就是不通过加锁也能解决，目前最优解是MVCC（快照读，不需要最新的数据）
2. 锁的分类
接下来简单介绍一下数据库的锁，可以从两个维度进行分析：
一、从锁范围分，可以把锁分为：全局锁、表级锁、行级锁，锁的精度逐渐增加，锁精度越高，需要同时锁住的数据越少，并发程度越高
二、从锁的作用分，可以把锁分为：共享锁（其他锁只能读不能写）、排他锁（其他锁不能读也不能写），很明显，共享锁的并发程度更高
3. MVCC的实现原理
主要依靠数据的隐藏列(也可以称之为标记位)和 undo log。其中数据的隐藏列包括了该行数据的版本号、删除时间、指向 undo log 的指针等等。当读取数据时，MySQL 可以通过隐藏列判断是否需要回滚并找到回滚需要的 undo log，从而实现 MVCC。
在InnoDB中，会在每行数据后添加两个额外的隐藏的值来实现MVCC，这两个值一个记录这行数据何时被创建，另外一个记录这行数据何时过期（或者被删除）。在实际操作中，存储的并不是时间，而是事务的版本号，每开启一个新事务，事务的版本号就会递增。在可重读Repeatable reads事务隔离级别下：
SELECT时，读取创建版本号<=当前事务版本号，删除版本号为空或>当前事务版本号。
符合了以上两点则返回查询结果。
1、InnoDB 只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是数据行的版本必须小于等于事务的版本)，这确保当前事务读取的行都是事务之前已经存在的，或者是由当前事务创建或修改的行
2、行的删除操作的版本一定是未定义的或者大于当前事务的版本号，确定了当前事务开始之前，行没有被删除
INSERT时，保存当前事务版本号为行的创建版本号
InnoDB 为每个新增行记录当前系统版本号作为创建 ID。
DELETE时，保存当前事务版本号为行的删除版本号
InnoDB 为每个删除行的记录当前系统版本号作为行的删除 ID。
UPDATE时，插入一条新纪录，保存当前事务版本号为行创建版本号，同时保存当前事务版本号到原来删除的行
这里简单做下总结：
insert 操作时 “创建时间”=DB_ROW_ID，这时，“删除时间 ”是未定义的；
update 时，复制新增行的“创建时间”=DB_ROW_ID，删除时间未定义，旧数据行“创建时间”不变，删除时间=该事务的 DB_ROW_ID；
delete 操作，相应数据行的“创建时间”不变，删除时间=该事务的 DB_ROW_ID；
select 操作对两者都不修改，只读相应的数据
4. 可重复读的实现
快照读（MVCC）
当你执行 begin 开启事务之后，MySQL 会拍下像下图这样的快照：
当读取的记录的事务版本号小于当前事务版本号，并且不再活跃事务中，说明修改该记录的事务已经被提交，此记录可读
当读取的记录的事务版本号大号当前事务版本号，说明修改该记录的事务已经未提交，此记录不可读，通过undo log往前找，直到找到第一个 trx_id 等于或者小于自己事务 ID 的记录为止
当前读（间隙锁）
与其他数据库，MySQL数据库的可重复读可以解决幻读问题，原理就通过间隙锁，为某行记录添加行锁时同时为附近的记录也添加行锁，虽然这种实现方式很多时候会锁住不需要锁的区间。如下所示：
5. 读已提交的实现
得益于MVCC，读已提交的隔离级别也可以通过undo log+视图的机制实现，避免频繁加锁
具体的实现方式是每执行一个SQL都要重新创建视图，根据视图各变量和记录事务ID判断此记录可不可读
为什么要每条SQL都要重复创建视图呢？因此读已提交隔离级别下可以读到其他事务已提交的事务，所以每条SQL执行前都要更新视图中的活跃事务ID。
4、一致性（Consistency）
致性是指事务执行结束后，数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。数据库的完整性约束包括但不限于：实体完整性（如行的主键存在且唯一）、列完整性（如字段的类型、大小、长度要符合要求）、外键约束、用户自定义完整性（如转账前后，两个账户余额的和应该不变）
可以说，一致性是事务追求的最终目标：前面提到的原子性、持久性和隔离性，都是为了保证数据库状态的一致性。此外，除了数据库层面的保障，一致性的实现也需要应用层面进行保障。
总结
本文从事务的四大特性出发，结合日志机制、锁机制以及隔离级别，简单梳理了事务四大特性ACID的实现原理以及它们之间的关系，其中最重要的是隔离性的实现，保护经典乐观锁MVCC以及视图机制，希望能对你理解MySQL事务有一点帮助。
作者 | Virtuals
来源 | cnblogs.com/sang-bit/p/15317854.html
