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前言
上章讲到InnoDB引擎 （上）本章继续链接InnoDB引擎 （上）
目录
3 事务原理
3.1 事务基础
1). 事务
事务 是一组操作的集合，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系统提交或撤销操作请求，即这些操作要么同时成功，要么同时失败。
2). 特性
原子性（
Atomicity
）：事务是不可分割的最小操作单元，要么全部成功，要么全部失败。
•
一致性（
Consistency
）：事务完成时，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，保证事务在不受外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改变就是永久的。
那实际上，我们研究事务的原理，就是研究
MySQL
的
InnoDB
引擎是如何保证事务的这四大特性的。
而对于这四大特性，实际上分为两个部分。 其中的原子性、一致性、持久化，实际上是由
InnoDB
中的两份日志来保证的，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
来保证的。
我们在讲解事务原理的时候，主要就是来研究一下redolog，undolog以及MVCC。
3.2 redo log
重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理修改，是用来实现事务的持久性。
该日志文件由两部分组成：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修改信息都存到该日志文件中
,
用
于在刷新脏页到磁盘
,
发生错误时
,
进行数据恢复使用。
如果没有
redolog
，可能会存在什么问题的？ 我们一起来分析一下。
我们知道，在 InnoDB 引擎中的内存结构中，主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。 当我们在一个事务中，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，会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来，存放在缓冲区中，然后将缓冲池中的数据修改，修改后的数据页我们称为脏页。 而脏页则会在一定的时机，通过后台线程刷新到磁盘中，从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。 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，假如刷新到磁盘的过程出错了，而提示给用户事务提交成功，而数据却没有持久化下来，这就出现问题了，没有保证事务的持久性。
那么，如何解决上述的问题呢？ 在
InnoDB
中提供了一份日志
redo log
，接下来我们再来分析一
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化，记录在
redolog 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，发生错误，此时就可以借助于
redo log
进行数据恢复，这样就保证了事务的持久性。 而如果脏页成功刷新到磁盘 或 或者涉及到的数据已经落盘，此时
redolog
就没有作用了，就可以删除了，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，而不是直接将
buffer pool
中的脏页刷新
到磁盘呢
?
因为在业务操作中，我们操作数据一般都是随机读写磁盘的，而不是顺序读写磁盘。 而
redo log
在
往磁盘文件中写入数据，由于是日志文件，所以都是顺序写的。顺序写的效率，要远大于随机写。 这
种先写日志的方式，称之为
WAL
（
Write-Ahead Logging
）。
3.3 undo log
回滚日志，用于记录数据被修改前的信息
,
作用包含两个
:
提供回滚
(
保证事务的原子性
)
和
MVCC(
多版本并发控制
)
。
undo log
和
redo log
记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当
delete
一条记录时，
undo
log
中会记录一条对应的
insert
记录，反之亦然，当
update
一条记录时，它记录一条对应相反的
update
记录。当执行
rollback
时，就可以从
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，并不会立即删除
undo log
，因为这些
日志可能还用于
MVCC
。
Undo log
存储：
undo log
采用段的方式进行管理和记录，存放在前面介绍的
rollback segment
回滚段中，内部包含
1024
个
undo log segment
。
4 MVCC
4.1 基本概念
1). 当前读
读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。对于我们日常的操作，如：
select ... lock in share mode(
共享锁
)
，
select ...
for update
、
update
、
insert
、
delete(
排他锁
)
都是一种当前读。
测试：
在测试中我们可以看到，即使是在默认的
RR
隔离级别下，事务
A
中依然可以读取到事务
B
最新提交的内容，因为在查询语句后面加上了
lock in share mode
共享锁，此时是当前读操作。当然，当我们
加排他锁的时候，也是当前读操作。
2). 快照读
简单的
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
语句才是快照读的地方。
• Serializable
：快照读会退化为当前读。
在测试中
,
我们看到即使事务
B
提交了数据
,
事务
A
中也查询不到。 原因就是因为普通的
select
是快照
读，而在当前默认的
RR
隔离级别下，开启事务后第一个
select
语句才是快照读的地方，后面执行相同的
select
语句都是从快照中获取数据，可能不是当前的最新数据，这样也就保证了可重复读。
3). MVCC
全称
Multi-Version Concurrency Control
，多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本，
使得读写操作没有冲突，快照读为
MySQL
实现
MVCC
提供了一个非阻塞读功能。
MVCC
的具体实现，还需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，我们再来介绍一下
InnoDB
引擎的表中涉及到的隐藏字段 、
undolog
以及
readview
，从
而来介绍一下
MVCC
的原理。
4.2 隐藏字段
4.2.1 介绍
当我们创建了上面的这张表，我们在查看表结构的时候，就可以显式的看到这三个字段。 实际上除了这三个字段以外，
InnoDB
还会自动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是：
而上述的前两个字段是肯定会添加的， 是否添加最后一个字段
DB_ROW_ID
，得看当前表有没有主键，如果有主键，则不会添加该隐藏字段。
4.2.2 测试
1). 查看有主键的表 stu
进入服务器中的
/var/lib/mysql/itcast/ ,
查看
stu
的表结构信息
,
通过如下指令
:
ibd2sdi stu.ibd
查看到的表结构信息中，有一栏
columns
，在其中我们会看到处理我们建表时指定的字段以外，还有额外的两个字段 分别是：
DB_TRX_ID
、
DB_ROLL_PTR
，因为该表有主键，所以没有
DB_ROW_ID隐藏字段。
2). 查看没有主键的表 employee
建表语句：
create table employee (id int , name varchar(10));
此时，我们再通过以下指令来查看表结构及其其中的字段信息：
ibd2sdi employee.ibd
查看到的表结构信息中，有一栏
columns
，在其中我们会看到处理我们建表时指定的字段以外，还有额外的三个字段 分别是：
DB_TRX_ID
、
DB_ROLL_PTR
、
DB_ROW_ID
，因为
employee
表是没有指定主键的。
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