事务根底
- 事务
事务 是一组操作的汇合，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零碎提交或撤销操作申请，即这些操作要么同时胜利，要么同时失败。
- 个性
- 原子性（Atomicity）：事务是不可分割的最小操作单元，要么全副胜利，要么全副失败。
- 一致性（Consistency）：事务实现时，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，保障事务在不受内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扭转就是永恒的。
那实际上，咱们钻研事务的原理，就是钻研MySQL的InnoDB引擎是如何保障事务的这四大个性的。
而对于这四大个性，实际上分为两个局部。 其中的原子性、一致性、长久化，实际上是由InnoDB中的两份日志来保障的，一份是redo log日志，一份是undo log日志。 而持久性是通过数据库的锁，加上MVCC来保障的。
接下来次要就是来钻研一下redolog，undolog以及MVCC。
redo log
重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理批改，是用来实现事务的持久性。
该日志文件由两局部组成：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批改信息都存到该日志文件中, 用于在刷新脏页到磁盘,产生谬误时, 进行数据恢复应用。
如果没有redolog，可能会存在什么问题的？ 咱们一起来剖析一下。
咱们晓得，在InnoDB引擎中的内存构造中，次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。 当咱们在一个事务中，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，会通过后盾线程将磁盘中的数据加载进去，寄存在缓冲区中，而后将缓冲池中的数据批改，批改后的数据页咱们称为脏页。 而脏页则会在肯定的机会，通过后盾线程刷新到磁盘中，从而保障缓冲区与磁盘的数据统一。 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，如果刷新到磁盘的过程出错了，而提醒给用户事务提交胜利，而数据却没有长久化下来，这就呈现问题了，没有保障事务的持久性。
那么，如何解决上述的问题呢？ 在InnoDB中提供了一份日志 redo log，接下来咱们再来剖析一下，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动，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，产生谬误，此时就能够借助于redo log进行数据恢复，这样就保障了事务的持久性。 而如果脏页胜利刷新到磁盘 或 或者波及到的数据曾经落盘，此时redolog就没有作用了，就能够删除了，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，而不是间接将buffer pool中的脏页刷新到磁盘呢 ?
因为在业务操作中，咱们操作数据个别都是随机读写磁盘的，而不是程序读写磁盘。 而redo log在往磁盘文件中写入数据，因为是日志文件，所以都是程序写的。程序写的效率，要远大于随机写。 这种先写日志的形式，称之为 WAL（Write-Ahead Logging）。
undo log
回滚日志，用于记录数据被批改前的信息 , 作用蕴含两个 : 提供回滚(保障事务的原子性) 和MVCC(多版本并发管制) 。
undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志。能够认为当delete一条记录时，undolog中会记录一条对应的insert记录，反之亦然，当update一条记录时，它记录一条对应相同的update记录。当执行rollback时，就能够从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，并不会立刻删除undo log，因为这些日志可能还用于MVCC。
Undo log存储：undo log采纳段的形式进行治理和记录，寄存在后面介绍的 rollback segment回滚段中，外部蕴含1024个undo log segment。
MVCC
基本概念
- 以后读
读取的是记录的最新版本，读取时还要保障其余并发事务不能批改以后记录，会对读取的记录进行加锁。对于咱们日常的操作，如：select ... lock in share mode(共享锁)，select ...for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种以后读。
测试:
在测试中咱们能够看到，即便是在默认的RR隔离级别下，事务A中仍然能够读取到事务B最新提交的内容，因为在查问语句前面加上了 lock in share mode 共享锁，此时是以后读操作。当然，当咱们加排他锁的时候，也是以后读操作。
- 快照读
简略的select（不加锁）就是快照读，快照读，读取的是记录数据的可见版本，有可能是历史数据，不加锁，是非阻塞读。
- Read Committed：每次select，都生成一个快照读。
- Repeatable Read：开启事务后第一个select语句才是快照读的中央。
- Serializable：快照读会进化为以后读。
测试:
在测试中,咱们看到即便事务B提交了数据,事务A中也查问不到。 起因就是因为一般的select是快照读，而在以后默认的RR隔离级别下，开启事务后第一个select语句才是快照读的中央，前面执行雷同的select语句都是从快照中获取数据，可能不是以后的最新数据，这样也就保障了可反复读。
- MVCC
全称 Multi-Version Concurrency Control，多版本并发管制。指保护一个数据的多个版本，使得读写操作没有抵触，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读性能。MVCC的具体实现，还须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，咱们再来介绍一下InnoDB引擎的表中波及到的暗藏字段 、undolog 以及 readview，从而来介绍一下MVCC的原理。
暗藏字段
介绍
当咱们创立了下面的这张表，咱们在查看表构造的时候，就能够显式的看到这三个字段。 实际上除了这三个字段以外，InnoDB还会主动的给咱们增加三个暗藏字段及其含意别离是：
| 暗藏字段 | 含意 |
|---|---|
| DB_TRX_ID | 最近批改事务ID，记录插入这条记录或最初一次批改该记录的事务ID。 |
DB_ROLL_PTR | 回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合undo log，指向上一个版本。 |
DB_ROW_ID | 暗藏主键，如果表构造没有指定主键，将会生成该暗藏字段。 |
而上述的前两个字段是必定会增加的， 是否增加最初一个字段DB_ROW_ID，得看以后表有没有主键，如果有主键，则不会增加该暗藏字段。
测试
- 查看有主键的表 stu
进入服务器中的 /var/lib/mysql/MySQL_Advanced/ , 查看stu的表构造信息, 通过如下指令:
ibd2sdi stu.ibd查看到的表构造信息中，有一栏 columns，在其中咱们会看到解决咱们建表时指定的字段以外，还有额定的两个字段 别离是：DB_TRX_ID 、 DB_ROLL_PTR ，因为该表有主键，所以没有DB_ROW_ID暗藏字段。
{ "name": "DB_TRX_ID", "type": 10, "is_nullable": false, "is_zerofill": false, "is_unsigned": false, "is_auto_increment": false, "is_virtual": false, "hidden": 2, "ordinal_position": 4, "char_length": 6, "numeric_precision": 0, "numeric_scale": 0, "numeric_scale_null": true, "datetime_precision": 0, "datetime_precision_null": 1, "has_no_default": false, "default_value_null": true, "srs_id_null": true, "srs_id": 0, "default_value": "", "default_value_utf8_null": true, "default_value_utf8": "", "default_option": "", "update_option": "", "comment": "", "generation_expression": "", "generation_expression_utf8": "", "options": "", "se_private_data": "table_id=1074;", "engine_attribute": "", "secondary_engine_attribute": "", "column_key": 1, "column_type_utf8": "", "elements": [], "collation_id": 63, "is_explicit_collation": false }, { "name": "DB_ROLL_PTR", "type": 9, "is_nullable": false, "is_zerofill": false, "is_unsigned": false, "is_auto_increment": false, "is_virtual": false, "hidden": 2, "ordinal_position": 5, "char_length": 7, "numeric_precision": 0, "numeric_scale": 0, "numeric_scale_null": true, "datetime_precision": 0, "datetime_precision_null": 1, "has_no_default": false, "default_value_null": true, "srs_id_null": true, "srs_id": 0, "default_value": "", "default_value_utf8_null": true, "default_value_utf8": "", "default_option": "", "update_option": "", "comment": "", "generation_expression": "", "generation_expression_utf8": "", "options": "", "se_private_data": "table_id=1074;", "engine_attribute": "", "secondary_engine_attribute": "", "column_key": 1, "column_type_utf8": "", "elements": [], "collation_id": 63, "is_explicit_collation": false }- 查看没有主键的表 employee
建表语句：
create table employee (id int , name varchar(10));此时，咱们再通过以下指令来查看表构造及其其中的字段信息：
ibd2sdi employee.ibd查看到的表构造信息中，有一栏 columns，在其中咱们会看到解决咱们建表时指定的字段以外，还有额定的三个字段 别离是：DB_TRX_ID 、 DB_ROLL_PTR 、DB_ROW_ID，因为employee表是没有指定主键的。
{ "name": "DB_ROW_ID", "type": 10, "is_nullable": false, "is_zerofill": false, "is_unsigned": false, "is_auto_increment": false, "is_virtual": false, "hidden": 2, "ordinal_position": 3, "char_length": 6, "numeric_precision": 0, "numeric_scale": 0, "numeric_scale_null": true, "datetime_precision": 0, "datetime_precision_null": 1, "has_no_default": false, "default_value_null": true, "srs_id_null": true, "srs_id": 0, "default_value": "", "default_value_utf8_null": true, "default_value_utf8": "", "default_option": "", "update_option": "", "comment": "", "generation_expression": "", "generation_expression_utf8": "", "options": "", "se_private_data": "table_id=1076;", "engine_attribute": "", "secondary_engine_attribute": "", "column_key": 1, "column_type_utf8": "", "elements": [], "collation_id": 63, "is_explicit_collation": false }, { "name": "DB_TRX_ID", "type": 10, "is_nullable": false, "is_zerofill": false, "is_unsigned": false, "is_auto_increment": false, "is_virtual": false, "hidden": 2, "ordinal_position": 4, "char_length": 6, "numeric_precision": 0, "numeric_scale": 0, "numeric_scale_null": true, "datetime_precision": 0, "datetime_precision_null": 1, "has_no_default": false, "default_value_null": true, "srs_id_null": true, "srs_id": 0, "default_value": "", "default_value_utf8_null": true, "default_value_utf8": "", "default_option": "", "update_option": "", "comment": "", "generation_expression": "", "generation_expression_utf8": "", "options": "", "se_private_data": "table_id=1076;", "engine_attribute": "", "secondary_engine_attribute": "", "column_key": 1, "column_type_utf8": "", "elements": [], "collation_id": 63, "is_explicit_collation": false }, { "name": "DB_ROLL_PTR", "type": 9, "is_nullable": false, "is_zerofill": false, "is_unsigned": false, "is_auto_increment": false, "is_virtual": false, "hidden": 2, "ordinal_position": 5, "char_length": 7, "numeric_precision": 0, "numeric_scale": 0, "numeric_scale_null": true, "datetime_precision": 0, "datetime_precision_null": 1, "has_no_default": false, "default_value_null": true, "srs_id_null": true, "srs_id": 0, "default_value": "", "default_value_utf8_null": true, "default_value_utf8": "", "default_option": "", "update_option": "", "comment": "", "generation_expression": "", "generation_expression_utf8": "", "options": "", "se_private_data": "table_id=1076;", "engine_attribute": "", "secondary_engine_attribute": "", "column_key": 1, "column_type_utf8": "", "elements": [], "collation_id": 63, "is_explicit_collation": false } ],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日志只在回滚时须要，在事务提交后，可被立刻删除。
而update、delete的时候，产生的undo log日志不仅在回滚时须要，在快照读时也须要，不会立刻被删除。
版本链
有一张表原始数据为：
DB_TRX_ID: 代表最近批改事务ID，记录插入这条记录或最初一次批改该记录的事务ID，是自增的。
DB_ROLL_PTR： 因为这条数据是才插入的，没有被更新过，所以该字段值为null。
而后，有四个并发事务同时在拜访这张表。
A. 第一步
当事务2执行第一条批改语句时，会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 而后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果产生回滚，回滚到哪一个版本。
B.第二步
当事务3执行第一条批改语句时，也会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 而后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果产生回滚，回滚到哪一个版本。
C. 第三步
当事务4执行第一条批改语句时，也会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 而后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果产生回滚，回滚到哪一个版本。
最终咱们发现，不同事务或雷同事务对同一条记录进行批改，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提取数据的根据，记录并保护零碎以后沉闷的事务（未提交的）id。
ReadView中蕴含了四个外围字段：
| 字段 | 含意 |
|---|---|
| m_ids | 以后沉闷的事务ID汇合 |
| min_trx_id | 最小沉闷事务ID |
| max_trx_id | 预调配事务ID，以后最大事务ID+1（因为事务ID是自增的） |
| creator_trx_id | ReadView创建者的事务ID |
而在readview中就规定了版本链数据的拜访规定：
trx_id 代表以后undolog版本链对应事务ID。
| 条件 | 是否能够拜访 | 阐明 |
|---|---|---|
| trx_id == creator_trx_id | 能够拜访该版本 | 成立，阐明数据是以后这个事务更改的。 |
| trx_id < min_trx_id | 能够拜访该版本 | 成立，阐明数据曾经提交了。 |
| trx_id > max_trx_id | 不能够拜访该版本 | 成立，阐明该事务是在ReadView生成后才开启。 |
| min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id | 如果trx_id不在m_ids中，是能够拜访该版本的 | 成立，阐明数据曾经提交。 |
不同的隔离级别，生成ReadView的机会不同：
- 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。
原理剖析
RC隔离级别
RC隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
咱们就来剖析事务5中，两次快照读读取数据，是如何获取数据的?
在事务5中，查问了两次id为30的记录，因为隔离级别为Read Committed，所以每一次进行快照读都会生成一个ReadView，那么两次生成的ReadView如下。
那么这两次快照读在获取数据时，就须要依据所生成的ReadView以及ReadView的版本链拜访规定，到undolog版本链中匹配数据，最终决定此次快照读返回的数据。
A. 先来看第一次快照读具体的读取过程：
在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：
- 先匹配
这条记录，这条记录对应的trx_id为4，也就是将4带入右侧的匹配规定中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则持续匹配undo log版本链的下一条。
再匹配第二条
，这条记录对应的trx_id为3，也就是将3带入右侧的匹配规定中。①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则持续匹配undo log版本链的下一条。
- 再匹配第三条
，这条记录对应的trx_id为2，也就是将2带入右侧的匹配规定中。①不满足 ②满足 终止匹配，此次快照读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据。
B. 再来看第二次快照读具体的读取过程:
在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：
- 先匹配
这条记录，这条记录对应的trx_id为4，也就是将4带入右侧的匹配规定中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则持续匹配undo log版本链的下一条。
- 再匹配第二条
，这条记录对应的trx_id为3，也就是将3带入右侧的匹配规定中。①不满足 ②满足 。终止匹配，此次快照读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据。
RR隔离级别
RR隔离级别下，仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView。 而RR 是可反复读，在一个事务中，执行两次雷同的select语句，查问到的后果是一样的。
那MySQL是如何做到可反复读的呢? 咱们简略剖析一下就晓得了
咱们看到，在RR隔离级别下，只是在事务中第一次快照读时生成ReadView，后续都是复用该ReadView，那么既然ReadView都一样， ReadView的版本链匹配规定也一样， 那么最终快照读返回的后果也是一样的。
所以呢，MVCC的实现原理就是通过 InnoDB表的暗藏字段、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保障。
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