本文主要探讨MySQL的ACID是如何实现的，对于什么是事务，隔离个别以及锁相关的只是不做过多的
讨论。

MySQL作为当下最受欢迎的关系型数据库，可应用于JAVA,Python/ target=_blank class=infotextkey>Python,C++等诸多平台，了解其底层实现，对于每一个软件开发者是必不可少的过程。接下来就以Innodb为例，介绍一下MySQL的ACID在底层是如何实现的。

• Atomicity(原子性)：一系列的SQL语句组成的逻辑单元，要么全部执行，要么全部都不执行。
• Consistency(一致性)：事务执行前后，数据保持一致性。（如果把数据类比为能量，那么数据也遵循能量守恒定理）
• Isolation(隔离性)：多个事务并发执行时，多个事务之间是相互隔离，不可见的。
• Durability(持久性)：事务一旦提交，将会永久持久化到磁盘上，并不会由于操作系统宕机，MySQL服务器下线，硬件问题，或者断电导致数据丢失。

隔离性

先简单说说隔离性中的四种隔离级别：Read UnCommited<Read Commited<Repetable Read<Serialiable（可见性，描述的是不同事务之间能否获取其他事务对数据库数据所做的修改）

接下来了解一下，不同隔离级别产生的不同问题：脏读，不可重复读，幻读

那么多种隔离级别，隔离性是如何实现的，为什么不同事务之间能够做到互不干扰？接下来就来了解一下隔离性的实现方案：锁与MVCC

锁

先来说说锁的种类，看看MySQL中有哪些锁

粒度

从粒度来区分锁有表锁，行锁，页锁。表锁又分为：共享锁，排他锁，自增锁等。行锁是在引擎层由各个引擎自己实现的，但是并不是所有的存储引擎都包含行锁，MyISAM就没有行锁。

行锁的种类

在Innodb中，行锁是通过给索引中的索引项加锁来实现的，也就是只有通过使用索引来检索数据才会使用到行锁，否则使用的还是表锁。行锁同样分为两种：共享锁和排他锁，以及获取锁之前必须获取当前表的意向共享锁和意向排他锁（先获取表的意向共享锁和意向排他锁或者更强的锁，然后才能给表中的每行记录添加共享锁和排他锁）。

1、共享锁：读锁，允许事务添加S锁，不允许事务添加X锁，即允许事务读数据，不允许事务写数据。
加锁方式：select locak in share mode
2、排他锁：写锁，不允许其他事务添加S锁或者X锁。加锁方式：insert,delete,update,select  for update

行锁是在需要的时候才加锁的，但并不是在不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是锁的两阶段提交。

锁之隔离性

大致介绍了一下锁，我们可以知道，有了锁，当事务正在写数据时，其事务获取不到写锁就无法写数据，一定程度上保证了事务的隔离性。但是在数据库的使用中，我们发现在写数据的同时，我们还能读数据，这就说明了MySQL中并不是单单依靠锁来实现事务的隔离性。接下来我们就俩了解一种实现隔离性的一种比较折中的方式-----MVCC

MVCC

前面说到，有了锁，事务就不能写数据，但是还可读数据，而且当其他事务已经对当前行进行了修改并提交，还是可以读到重复数据。这就是多版本的并发控制，MVCC（Multi-Version Cocurrenty Controller）

版本连

innodb中的行记录存储格式中还有一些额外的字段：RowId,Data_trx_id和Data_roll_ptr

Data_trx_id：最后一次修改该行记录的事务的事务ID
Data_roll_ptr:回滚指针。指向该行记录的前一个版本。在undo log中以链表的形式组织

行记录的信息图

ReadView(读视图)

在每次查询数据之前都会创建一个ReadView，具有以下一个属性：

trx_ids:当前系统中活跃的事务ID的集合
low_trx_id:最晚创建的事务，当前事务链中最大的事务编号ID，也就是最近创建的，除本身之外最大的事务编号ID
up_trx_id:最先开始的事务，当前事务连中最小的事务编号ID，也就是当前系统中创建最早但还未提交的事务
creator_trx_ic:当前创建ReadView的事务ID编号
up_trx_id <= low_trx_id <= creator_trx_id

ReadView数据模型

开始查询

一条SELECT语句过来，找到一行数据：

/*注意：最后修改包括：update | delete | insert*/
1、Data_tx_id < up_trx_id:说明最后修改该行记录的事务之前就存在，并已提交，对其他事务可见的
2、Data_trx_id > low_trx_id : 说明最后修改改行记录的事务还没开始，对于其他事务不可见
up_trx_id < Data_trx_id < low_trx_id:查看trx_ids是否存在Data_trx_id,如果存在，说明最后修改改行记录的
3、事务还没提交，其他事务不可见，如果不存在，说明该条事务已经提交，其他事务可见

版本链示意图

RR级别的幻读

RR级别如何在RC级别上解决幻读的：

1、左表与右标的唯一区别在于左表中事务B在事务A提交前做了一次快照读，而右在事务A修改金额提交事务之前没有进行一次快照读。所以我们知道事务快照读的结果非常依赖第一次事务快照读的结果，既事务首次出现快照读的结果非常关键，它决定该事务后续快照读的结果

2、当一个事务中同时出现快照读和当前读时才会出现幻读

3、MVCC并没有彻底解决幻读

原子性

在隔离性中MVCC依靠undo log中的版本链查找旧版本数据。在原子性的实现中同样依赖于undo log。当事务对数据进行修改时innodb生成相应的undo log；如果事务执行失败或者显示调用rollback，便可以利用undo log将数据恢复到旧版本时的数据。undo log属于逻辑日志，它记录了SQL执行相关的信息。

• 对于每个insert，回滚会执行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将数据改回去

以update为例：当执行update时，undo log中会包含被修改行的主键（以便知道修改了哪些行），哪些列，以及相关的值，回滚时便可根据这些信息修改成update之前的状态。

持久性

MySQL中有很多的日志文件，持久性依赖于redo log。

一条SQL更新语句怎么运行

持久性跟写有关，MySQL中提供了WAL即使。WAL技术全称Write-ahead logging，他的关键点在刷新磁盘之前，必须要先写redo log.

Redo log

更新一行记录的时候，Innodb会先将这条记录写到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中，这个往往是在比较空闲的时候进行，redo log有两个特点：

1、大小固定，循环写
2、crash-safe

Redo log有两个状态，称为两阶段提交，如果不适用两阶段提交，会导致在数据库状态和用他的日志恢复处理的状态不一致。

Buffer Pool

Innodb中还提供额缓存，Buffer pool保存了磁盘中部分数据页的映射，作为访问数据库的缓冲。

读取数据时，会向读取buffer pool中的数据，如果没有才会读取磁盘中的数据
向数据库写入数据时，会先将数据写入buffer pool，然后定期将buffer pool中写入的书记刷新到磁盘

Buffer pool大大提高了数据可的读写效率，但也带来了问题，当Buffer pool中的数据还没有刷新到磁盘时，数据库宕机，那么Buffer pool中的数据就丢失了，事务的持久性无法保证。所以还需借助redo log的辅助，更新数据时除了将数据更新到Buffer pool中，还会将此次更新操作计入到redo log当中。当提交事务时，会调用fsync将redo log刷新到磁盘中。

如果MySQL宕机时，重启服务器时会读取redo log中的数据，恢复数据库中的数据。redo log采用WAL技术，所有的修改都会先写入redo log中，再更新到buffer pool中，保证MySQL不会因为宕机导致MySQL丢失了持久性。而且这样做有两个优点：

1、刷脏也时随机IO，redo log是顺序IO
2、刷脏页页页为单位，一条数据的修改整页都要修改，redo log只包含真正需要修改的数据，减少了无效IO

bin log与redo log的区别

1、层次：redo log是Innodb存储引擎特有的，而binlog是server中的，叫做归档日志文件
2、内容：redo log是物理文件，记录某个数据页上做了什么修改；而bin log是物理文件，
是语句的原始逻辑，如：给ID=2的这行记录的c字段加2
3、写入：redo log是循环写，写入世纪比较多，bin log是追加，再事务提交的时候写入

一致性

一致性是事务追求的最终目标，有前面的原子性，持久性，隔离性保证。当然一致性除了数据库的保障还要有业务层的保障，比如购买商品，除了扣除用户余额之外，还要减少库存，这样才能保证数据一致性。

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。