事务的四个特性是什么？

Mysql的四种隔离级别以及带来的问题

MVCC熟悉吗，它的底层原理？

InnoDB 是如何解决幻读？原理？

介绍一下InnoDB的日志？

InnoDB的事务是如何实现的

事务的实现原理

InnoDB 是如何保证事务的原子性的/持久性？

事务是指满足 ACID 特性的一组操作，可以通过 Commit 提交一个事务，也可以使用 Rollback 进行回滚。

ACID

事务最基本的莫过于 ACID 四个特性了，这四个特性分别是：

Atomicity：原子性
Consistency：一致性
Isolation：隔离性
Durability：持久性

原子性

事务被视为不可分割的最小单元，事务的所有操作要么全部成功，要么全部失败回滚。

一致性

数据库在事务执行前后都保持一致性状态，在一致性状态下，所有事务对一个数据的读取结果都是相同的。

隔离性

一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。

持久性

一旦事务提交，则其所做的修改将会永远保存到数据库中。即使系统发生崩溃，事务执行的结果也不能丢。

ACID 之间的关系

执行结果正确 = 一致性 = 原子性 + 隔离性

应对数据库崩溃 = 持久性

事务的 ACID 特性概念很简单，但不好理解，主要是因为这几个特性不是一种平级关系：

只有满足一致性，事务的结果才是正确的。
在无并发的情况下，事务串行执行，隔离性一定能够满足。此时只要能满足原子性，就一定能满足一致性。在并发的情况下，多个事务并行执行，事务不仅要满足原子性，还需要满足隔离性，才能满足一致性。
事务满足持久化是为了能应对数据库崩溃的情况。

InnoDB 如何实现 ACID 的特性

事务的隔离性由 Next-Key Lock 实现，redo log 用来保证事务的原子性和持久性，undo log 用来保证事务的一致性。

事务隔离级别

未提交读（READ UNCOMMITTED）

事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也是可见的。

提交读（READ COMMITTED）

一个事务只能读取已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务所做的修改在提交之前对其他事务是不可见的。

可重复读（REPEATABLE READ）

保证在同一个事务中多次读取同样数据的结果是一样的。

可串行化（SERIALIZABLE）

强制事务串行执行。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻影读
未提交读	√	√	√
提交读	×	√	√
可重复读	×	×	√
可串行化	×	×	×

事务的隔离级别定义的的是当前读。

InnoDB在可重复读级别下的当前读通过Next-Key Lock锁机制解决了幻读问题。

InnoDB在可重复读级别下的快照读存在“幻读”问题，解决方案是（1）改为可串行化隔离级别（2）改为当前读（读操作加锁）

事务并发处理带来的问题

脏读

脏读指的是不同事务下，当前事务可以读取到另外事务未提交的数据。

例如：

T1 修改一个数据，T2 随后读取这个数据。如果 T1 撤销了这次修改，那么 T2 读取的数据是脏数据。

不可重复读

不可重复读指的是同一事务内多次读取同一数据集合，读取到的数据是不一样的情况。

例如：

T2 读取一个数据，T1 对该数据做了修改。如果 T2 再次读取这个数据，此时读取的结果和第一次读取的结果不同。

Phantom Proble（幻影读）

Phantom Proble 是指在同一事务下，连续执行两次同样的 sql 语句可能返回不同的结果，第二次的 sql 语句可能会返回之前不存在的行。

幻影读是一种特殊的不可重复读问题。

丢失更新

一个事务的更新操作会被另一个事务的更新操作所覆盖。

例如：

T1 和 T2 两个事务都对一个数据进行修改，T1 先修改，T2 随后修改，T2 的修改覆盖了 T1 的修改。

这类型问题可以通过给 SELECT 操作加上排他锁来解决，不过这可能会引入性能问题，具体使用要视业务场景而定。

“读”

在可重复读级别中，通过MVCC机制，虽然让数据变得可重复读，但我们读到的数据可能是历史数据，是不及时的数据，不是数据库当前的数据！这在一些对于数据的时效特别敏感的业务中，就很可能出问题。

对于这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)，而读取数据库当前版本数据的方式，叫当前读 (current read)。很显然，在MVCC中：

快照读

MVCC 的 SELECT 操作是快照中的数据，不需要进行加锁操作。

1	select * from table ….;

当前读

MVCC 其它会对数据库进行修改的操作（INSERT、UPDATE、DELETE）需要进行加锁操作，从而读取最新的数据。可以看到 MVCC 并不是完全不用加锁，而只是避免了 SELECT 的加锁操作。

1
2
3

INSERT;
UPDATE;
DELETE;

在进行 SELECT 操作时，可以强制指定进行加锁操作。以下第一个语句需要加 S 锁，第二个需要加 X 锁。

1 2	- select * from table where ? lock in share mode; - select * from table where ? for update;

事务的隔离级别实际上都是定义的当前读的级别，MySQL为了减少锁处理（包括等待其它锁）的时间，提升并发能力，引入了快照读的概念，使得select不用加锁。而update、insert这些“当前读”的隔离性，就需要通过加锁来实现了。

MVCC

多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control, MVCC）是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎实现隔离级别的一种具体方式，用于实现提交读和可重复读这两种隔离级别。而未提交读隔离级别总是读取最新的数据行，无需使用 MVCC。可串行化隔离级别需要对所有读取的行都加锁，单纯使用 MVCC 无法实现。

基础概念

版本号

系统版本号：是一个递增的数字，每开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增。
事务版本号：事务开始时的系统版本号。

隐藏的列

MVCC 在每行记录后面都保存着两个隐藏的列，用来存储两个版本号：

创建版本号：指示创建一个数据行的快照时的系统版本号；
删除版本号：如果该快照的删除版本号大于当前事务版本号表示该快照有效，否则表示该快照已经被删除了。

Undo 日志

MVCC 使用到的快照存储在 Undo 日志中，该日志通过回滚指针把一个数据行（Record）的所有快照连接起来。

实现过程

以下实现过程针对可重复读隔离级别。

当开始一个事务时，该事务的版本号肯定大于当前所有数据行快照的创建版本号，理解这一点很关键。数据行快照的创建版本号是创建数据行快照时的系统版本号，系统版本号随着创建事务而递增，因此新创建一个事务时，这个事务的系统版本号比之前的系统版本号都大，也就是比所有数据行快照的创建版本号都大。

SELECT

多个事务必须读取到同一个数据行的快照，并且这个快照是距离现在最近的一个有效快照。但是也有例外，如果有一个事务正在修改该数据行，那么它可以读取事务本身所做的修改，而不用和其它事务的读取结果一致。

把没有对一个数据行做修改的事务称为 T，T 所要读取的数据行快照的创建版本号必须小于等于 T 的版本号，因为如果大于 T 的版本号，那么表示该数据行快照是其它事务的最新修改，因此不能去读取它。除此之外，T 所要读取的数据行快照的删除版本号必须是未定义或者大于 T 的版本号，因为如果小于等于 T 的版本号，那么表示该数据行快照是已经被删除的，不应该去读取它。

INSERT

将当前系统版本号作为数据行快照的创建版本号。

DELETE

将当前系统版本号作为数据行快照的删除版本号。

UPDATE

将当前系统版本号作为更新前的数据行快照的删除版本号，并将当前系统版本号作为更新后的数据行快照的创建版本号。可以理解为先执行 DELETE 后执行 INSERT。

锁

锁是数据库系统区别于文件系统的一个关键特性。锁机制用于管理对共享资源的并发访问。

锁类型

共享锁（S Lock）

允许事务读一行数据

排他锁（X Lock）

允许事务删除或者更新一行数据

意向共享锁（IS Lock）

事务想要获得一张表中某几行的共享锁

意向排他锁

事务想要获得一张表中某几行的排他锁

锁算法

Record Lock

锁定一个记录上的索引，而不是记录本身。

如果表没有设置索引，InnoDB 会自动在主键上创建隐藏的聚簇索引，因此 Record Locks 依然可以使用。

Gap Lock

锁定索引之间的间隙，但是不包含索引本身。例如当一个事务执行以下语句，其它事务就不能在 t.c 中插入 15。

1	SELECT c FROM t WHERE c BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE;

Next-Key Lock

它是 Record Locks 和 Gap Locks 的结合，不仅锁定一个记录上的索引，也锁定索引之间的间隙。例如一个索引包含以下值：10, 11, 13, and 20，那么就需要锁定以下区间：

(-∞, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, +∞)

Log

redo log(重做日志)

作用

确保事务的原子性和持久性。

防止在发生故障的时间点，尚有脏页未写入磁盘，在重启mysql服务的时候，根据redo log进行重做，从而达到事务的持久性这一特性。

内容

物理格式的日志，记录的是物理数据页面的修改的信息，其redo log是顺序写入redo log file的物理文件中去的。

什么时候产生

事务开始之后就产生redo log，redo log的落盘并不是随着事务的提交才写入的，而是在事务的执行过程中，便开始写入redo log文件中。

什么时候释放

当对应事务的脏页写入到磁盘之后，redo log的使命也就完成了，重做日志占用的空间就可以重用（被覆盖）。

对应的物理文件

默认情况下，对应的物理文件位于数据库的data目录下的ib_logfile1&ib_logfile2

innodb_log_group_home_dir 指定日志文件组所在的路径，默认./ ，表示在数据库的数据目录下。　　
innodb_log_files_in_group 指定重做日志文件组中文件的数量，默认2

关于文件的大小和数量，由一下两个参数配置

innodb_log_file_size 重做日志文件的大小。　　
innodb_mirrored_log_groups 指定了日志镜像文件组的数量，默认1其他：

很重要一点，redo log是什么时候写盘的？

前面说了是在事物开始之后逐步写盘的。

之所以说重做日志是在事务开始之后逐步写入重做日志文件，而不一定是事务提交才写入重做日志缓存，原因就是，重做日志有一个缓存区Innodb_log_buffer，Innodb_log_buffer的默认大小为8M(这里设置的16M)，Innodb存储引擎先将重做日志写入innodb_log_buffer中。

然后会通过以下三种方式将innodb日志缓冲区的日志刷新到磁盘：　　

Master Thread 每秒一次执行刷新Innodb_log_buffer到重做日志文件。
每个事务提交时会将重做日志刷新到重做日志文件。
当重做日志缓存可用空间少于一半时，重做日志缓存被刷新到重做日志文件。

由此可以看出，重做日志通过不止一种方式写入到磁盘，尤其是对于第一种方式，Innodb_log_buffer到重做日志文件是Master Thread线程的定时任务。因此重做日志的写盘，并不一定是随着事务的提交才写入重做日志文件的，而是随着事务的开始，逐步开始的。　　

另外引用《MySQL技术内幕 Innodb 存储引擎》（page37）上的原话：”即使某个事务还没有提交，Innodb存储引擎仍然每秒会将重做日志缓存刷新到重做日志文件。”这一点是必须要知道的，因为这可以很好地解释再大的事务的提交（commit）的时间也是很短暂的。

undo log（回滚日志）

作用

保存了事务发生之前的数据的一个版本（比如一条 INSERT 语句，对应一条 DELETE 的 undo log ，对于每个 UPDATE 语句，对应一条相反的 UPDATE 的 undo log），可以用于回滚，同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读

内容

逻辑格式的日志，在执行undo的时候，仅仅是将数据从逻辑上恢复至事务之前的状态，而不是从物理页面上操作实现的。

什么时候产生

事务开始之前，将当前的版本生成undo log，undo 也会产生 redo 来保证undo log的持久性。

什么时候释放

当事务提交之后，undo log并不能立马被删除，而是放入待清理的链表，由purge线程判断是否由其他事务在使用undo段中表的上一个事务之前的版本信息，决定是否可以清理undo log的日志空间。

对应的物理文件

MySQL5.6之前，undo表空间位于共享表空间的回滚段中，共享表空间的默认的名称是ibdata，位于数据文件目录中。

MySQL5.6之后，undo表空间可以配置成独立的文件，但是提前需要在配置文件中配置，完成数据库初始化后生效且不可改变undo log文件的个数，如果初始化数据库之前没有进行相关配置，那么就无法配置成独立的表空间了。

关于MySQL5.7之后的独立undo 表空间配置参数如下：

innodb_undo_directory = /data/undospace/ –undo独立表空间的存放目录
innodb_undo_logs = 128 –回滚段为128KB
innodb_undo_tablespaces = 4 –指定有4个undo log文件

如果undo使用的共享表空间，这个共享表空间中又不仅仅是存储了undo的信息，共享表空间的默认为与MySQL的数据目录下面，其属性由参数innodb_data_file_path配置。

其他

undo log是在事务开始之前保存的被修改数据的一个版本，产生undo日志的时候，同样会伴随类似于保护事务持久化机制的redo log的产生。

默认情况下undo文件是保持在共享表空间的，也即ibdatafile文件中，当数据库中发生一些大的事务性操作的时候，要生成大量的undo信息，全部保存在共享表空间中的。

因此共享表空间可能会变的很大，默认情况下，也就是undo 日志使用共享表空间的时候，被“撑大”的共享表空间是不会也不能自动收缩的。

因此，mysql5.7之后的“独立undo 表空间”的配置就显得很有必要了。

binlog

作用

复制：在主从同步中，从库利用主库上的 binlog 进行重放，实现主从同步。
恢复：用于数据库的基于时间点的还原。

内容

逻辑格式的日志，可以简单认为就是执行过的事务中的sql语句。

但又不完全是sql语句这么简单，而是包括了执行的sql语句（增删改）信息。

在使用mysqlbinlog解析binlog之后一些都会真相大白。

因此可以基于binlog做到类似于oracle的闪回功能，其实都是依赖于binlog中的日志记录。

什么时候产生

事务提交的时候，一次性将事务中的sql语句（一个事物可能对应多个sql语句）按照一定的格式记录到binlog中。

这里与redo log很明显的差异就是redo log并不一定是在事务提交的时候刷新到磁盘，redo log是在事务开始之后就开始逐步写入磁盘。

因此对于事务的提交，即便是较大的事务，提交（commit）都是很快的，但是在开启了bin_log的情况下，对于较大事务的提交，可能会变得比较慢一些。

这是因为binlog是在事务提交的时候一次性写入的造成的，这些可以通过测试验证。

什么时候释放

binlog的默认是保持时间由参数expire_logs_days配置，也就是说对于非活动的日志文件，在生成时间超过expire_logs_days配置的天数之后，会被自动删除。

　　
对应的物理文件

配置文件的路径为log_bin_basename，binlog日志文件按照指定大小，当日志文件达到指定的最大的大小之后，进行滚动更新，生成新的日志文件。

对于每个binlog日志文件，通过一个统一的index文件来组织。

其他

二进制日志的作用之一是还原数据库的，这与redo log很类似，很多人混淆过，但是两者有本质的不同

作用不同：redo log是保证事务的持久性的，是事务层面的，binlog作为还原的功能，是数据库层面的（当然也可以精确到事务层面的），虽然都有还原的意思，但是其保护数据的层次是不一样的。
2.内容不同：redo log是物理日志，是数据页面的修改之后的物理记录，binlog是逻辑日志，可以简单认为记录的就是sql语句
另外，两者日志产生的时间，可以释放的时间，在可释放的情况下清理机制，都是完全不同的。
4.恢复数据时候的效率，基于物理日志的redo log恢复数据的效率要高于语句逻辑日志的binlog

关于事务提交时，redo log和binlog的写入顺序，为了保证主从复制时候的主从一致（当然也包括使用binlog进行基于时间点还原的情况），是要严格一致的。

MySQL通过两阶段提交过程来完成事务的一致性的，也即redo log和binlog的一致性的，理论上是先写redo log，再写binlog，两个日志都提交成功（刷入磁盘），事务才算真正的完成。

redo log & undo log总结

下面是redo log + undo log的简化过程，便于理解两种日志的过程：

假设有A、B两个数据，值分别为1,2.
1. 事务开始
2. 记录A=1的 undo log 到 redo log
3. 记录A=1到 undo log
4. 修改A=3
5. 记录A=3到 redo log
6. 记录B=2的 undo log到 redo log
7. 记录B=2到 undo log
8. 修改B=4
9. 记录B=4到redo log
10. 将redo log写入磁盘
11. 事务提交

redo log 和 bin log 的区别

日志级别不同：重做日志是在 InnoDB 存储引擎层产生的，而二进制日志是在 MySQL 数据库的上层的产生的。
日志内容不同：二进制日志是一种逻辑日志，记录的是执行的SQL，而重做日志是物理格式日志，其记录的是对每个页的修改。
写入磁盘时间不同：二进制日志只在事务提交完成后一次写入，而重做日志在事务执行中不断被写入。