面试官：MySQL 是如何实现 ACID 的?
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故事
有同学在面试中被问到：MySQL 是如何实现 ACID 的?其实如果仅仅是回答ACID，这位同学是很漂亮的回答出来的，但是面试官并不是问这么简单的，而是问ACID是怎么实现的。
今天，我们主要探讨MySQL InnoDB 引擎下ACID的实现原理，对于诸如什么是事务，隔离级别的含义等基础知识不做过多阐述。
ACID
MySQL作为一个关系型数据库，以最常见的InnoDB 引擎来说，是如何保证 ACID 的。
（ Atomicity）原子性：事务是最小的执行单位，不允许分割。原子性确保动作要么全部完成，要么完全不起作用；（ Consistency）一致性：执行事务前后，数据保持一致；（ Isolation）隔离性：并发访问数据库时，一个事务不被其他事务所干扰。（ Durability）持久性: 一个事务被提交之后。对数据库中数据的改变是持久的，即使数据库发生故障。
隔离性
先说说隔离性，首先是四种隔离级别。
不同的隔离级别是为了解决不同的问题。也就是脏读、幻读、不可重复读。
那么不同的隔离级别，隔离性是如何实现的，为什么不同事物间能够互不干扰？
答案是 锁和 MVCC。
锁
先来说说锁， MySQL 有多少锁。
粒度
从粒度上来说就是表锁、页锁、行锁。表锁有意向共享锁、意向排他锁、自增锁等。行锁是在引擎层由各个引擎自己实现的。但并不是所有的引擎都支持行锁，比如 MyISAM引擎就不支持行锁。
行锁的种类
在 InnoDB 事务中，行锁通过给索引上的索引项加锁来实现。这意味着只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则将使用表锁。行级锁定同样分为两种类型：共享锁和排他锁，以及加锁前需要先获得的意向共享锁和意向排他锁。
共享锁：读锁，允许其他事务再加S锁，不允许其他事务再加X锁，即其他事务只读不可写。 select...lock in share mode加锁。排它锁：写锁，不允许其他事务再加S锁或者X锁。 insert、update、delete、for update加锁。
行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。
行锁的实现算法
Record Lock
单个行记录上的锁，总是会去锁住索引记录。
Gap Lock
间隙锁，想一下幻读的原因，其实就是行锁只能锁住行，但新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。所以加入间隙锁来解决幻读。
Next-Key Lock
Gap Lock + Record Lock, 左开又闭。
锁之于隔离性
大致介绍了下锁，可以看到。有了锁，当某事务正在写数据时，其他事务获取不到写锁，就无法写数据，一定程度上保证了事务间的隔离。但前面说，加了写锁，为什么其他事务也能读数据呢，不是获取不到读锁吗？
MVCC
前面说到，有了锁，当前事务没有写锁就不能修改数据，但还是能读的，而且读的时候，即使该行数据其他事务已修改且提交，还是可以重复读到同样的值。这就是MVCC，多版本的并发控制，Multi-Version Concurrency Control。
版本链
InnoDB 中行记录的存储格式，有一些额外的字段：DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR。
DATA_TRX_ID：数据行版本号。用来标识最近对本行记录做修改的事务 id。DATA_ROLL_PTR：指向该行回滚段的指针。该行记录上所有旧版本，在undo log中都通过链表的形式组织。undo log: 记录数据被修改之前的日志，后面会详细说。
ReadView
在每一条 SQL 开始的时候被创建，有几个重要属性：
trx_ids: 当前系统活跃(未提交)事务版本号集合。low_limit_id: 创建当前read view时“当前系统最大事务版本号+1”。up_limit_id: 创建当前read view时“系统正处于活跃事务最小版本号”creator_trx_id: 创建当前read view的事务版本号；
开始查询
现在开始查询，一个 select 过来了，找到了一行数据。
DATA_TRX_ID <up_limit_id：说明数据在当前事务之前就存在了，显示。DATA_TRX_ID >= low_limit_id：说明该数据是在当前read view 创建后才产生的，数据不显示。不显示怎么办，根据 DATA_ROLL_PTR 从 undo log 中找到历史版本，找不到就空。 up_limit_id <DATA_TRX_ID <low_limit_id：就要看隔离级别了。
RR 级别的幻读
有了锁和 MVCC , 事务的隔离性得到解决。这里要引申一下，默认的 RR 的级别，解决了幻读吗？幻读通常针对的是INSERT, 不可重复度则针对UPDATE。
我们期望是
id name
1 A
2 B
实际却是
id name
1 B
2 B
其实在 MySQL可重复读的隔离级别中并不是完全解决了幻读的问题，而是解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，就是说MVCC对于幻读的解决时不彻底的。
原子性
接着说说原子性。前文有提到 undo log ，回滚日志。隔离性的MVCC其实就是依靠它来实现的，原子性也是。实现原子性的关键，是当事务回滚时能够撤销所有已经成功执行的sql语句。
当事务对数据库进行修改时，InnoDB会生成对应的 undo log；如果事务执行失败或调用了 rollback，导致事务需要回滚，便可以利用 undo log 中的信息将数据回滚到修改之前的样子。undo log属于逻辑日志，它记录的是sql执行相关的信息。当发生回滚时，InnoDB 会根据 undo log 的内容做与之前相反的工作：
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。
以update操作为例：当事务执行update时，其生成的undo log中会包含被修改行的主键(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、这些列在修改前后的值等信息，回滚时便可以使用这些信息将数据还原到update之前的状态。
持久性
InnnoDB有很多 log，持久性靠的是redo log。
一条SQL更新语句怎么运行
持久性肯定和写有关，MySQL 里经常说到的 WAL技术，WAL的全称是Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘。就像小店做生意，有个粉板，有个账本，来客了先写粉板，等不忙的时候再写账本。
redo log
redo log 就是这个粉板，当有一条记录要更新时，InnoDB引擎就会先把记录写到redo log（并更新内存），这个时候更新就算完成了。在适当的时候，将这个操作记录更新到磁盘里面，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。redo log有两个特点
大小固定，循环写 crash-safe
对于redo log是有两阶段的：commit 和 prepare如果不使用“两阶段提交”，数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致. 好了，先到这里，看看另一个。
Buffer Pool
InnoDB还提供了缓存，Buffer Pool中包含了磁盘中部分数据页的映射，作为访问数据库的缓冲：
当读取数据时，会先从 Buffer Pool中读取，如果Buffer Pool中没有，则从磁盘读取后放入Buffer Pool；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。
Buffer Pool 的使用大大提高了读写数据的效率，但是也带了新的问题：如果MySQL宕机，而此时 Buffer Pool中修改的数据还没有刷新到磁盘，就会导致数据的丢失，事务的持久性无法保证。
所以加入了 redo log。 当数据修改时，除了修改Buffer Pool中的数据，还会在redo log记录这次操作；
当事务提交时，会调用fsync接口对redo log进行刷盘。
如果MySQL宕机，重启时可以读取redo log中的数据，对数据库进行恢复。
redo log采用的是WAL（Write-ahead logging，预写式日志），所有修改先写入日志，再更新到Buffer Pool，保证了数据不会因MySQL宕机而丢失，从而满足了持久性要求。而且这样做还有两个优点：
刷脏页是随机 IO，redo log顺序IO刷脏页以Page为单位，一个Page上的修改整页都要写；而redo log 只包含真正需要写入的，无效 IO 减少。
binlog
说到这，可能会疑问还有个 bin log也是写操作并用于数据的恢复，有啥区别呢。
层次： redo log是 innoDB 引擎特有的，server层的叫binlog(归档日志)内容： redo log是物理日志，记录“在某个数据页上做了什么修改”；binlog是逻辑日志，是语句的原始逻辑，如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ”写入： redolog循环写且写入时机较多，binlog追加且在事务提交时写入
binlog 和 redo log
对于语句 update T set c=c+1 where ID=2;
执行器先找引擎取 ID=2 这一行。ID 是主键，直接用树搜索找到。如果 ID = 2 这一行所在数据页就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要先从磁盘读入内存，再返回。 执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上 1，N+1，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据。 引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到 redo log 里面，此时 redo log 处于 prepare 状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务。 执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。 执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的 redo log 改成提交（commit）状态，更新完成
为什么先写 redo log 呢 ？
先 redo后bin:binlog丢失，少了一次更新，恢复后仍是0。先 bin后redo: 多了一次事务，恢复后是1。
一致性
一致性是事务追求的最终目标，前问所诉的原子性、持久性和隔离性，其实都是为了保证数据库状态的一致性。当然，上文都是数据库层面的保障，一致性的实现也需要应用层面进行保障。也就是你的业务，比如购买操作只扣除用户的余额，不减库存，肯定无法保证状态的一致。
总结
MySQL 都很熟， ACID 也知道是个啥，但 MySQL 的 ACID 怎么实现的？有时候，就像你知道了有 undo log、redo log 但可能并不太清楚为什么有，当知道了设计的目的，了解起来就会更加清晰了。
福利时刻
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参考：llc687.top/posts/数据库/mysql的acid
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