事務是數據庫最爲重要的機制之一，凡是使用過數據庫的人，都瞭解數據庫的事務機制，也對ACID四個基本特性如數家珍。但是聊起事務或者ACID的底層實現原理，往往言之不詳，不明所以。所以，今天我們就一起來分析和探討InnoDB的事務機制，希望能建立起對事務底層實現原理的具體瞭解。
數據庫事務具有ACID四大特性。ACID是以下4個詞的縮寫：
- 原子性(atomicity) ：事務最小工作單元，要麼全成功，要麼全失敗 。
- 一致性(consistency)： 事務開始和結束後，數據庫的完整性不會被破壞 。
- 隔離性(isolation) ：不同事務之間互不影響，四種隔離級別爲RU（讀未提交）、RC（讀已提交）、RR（可重複讀）、SERIALIZABLE （串行化）。
- 持久性(durability) ：事務提交後，對數據的修改是永久性的，即使系統故障也不會丟失 。
下面，我們就以一個具體實例來介紹數據庫事務的原理，並介紹InnoDB是如何實現ACID四大特性的。
示例介紹
我們首先來看一下具體的示例。大家可以自己親自試驗一下，這樣理解和記憶都會更加深刻。
首先，使用如下的SQL語句創建兩張表，分別是goods和trade，代表貨物和交易。並向goods表中插入一條記錄，id爲1的貨物數量爲10。
CREATE TABLE goods (id INT, num INT, PRIMARY KEY(id));
CREATE TABLE trade (id INT, goods_id INT, user_id INT, PRIMARY KEY(id));
INSERT INTO goods VALUES(1, 10); 然後打開終端，連接數據庫，開啓會話一，先用BEGIN顯示開啓一個事務。會話一先將goods表中id爲1的貨物的數量減一，然後向trade表中添加一筆交易的記錄，最後使用COMMIT顯示提交事務。
而會話二則先查詢goods表中id爲1的貨物數量，然後向trade表中添加一筆交易記錄，接着更新goods表中id爲1的貨物的數量，最後使用ROLLBACK進行事務的回滾。其中，兩個會話中執行的具體語句和先後順序如下圖所示。
這個示例可以體現數據庫事務的很多特性，我們一一來介紹。首先會話一的操作2更新了id爲1的貨物的數量，但是會話二的操作5讀出來的數量仍然是10，這體現了事務的隔離性，使用InnoDB的多版本控制機制實現。
會話二的操作7也要更新同種貨物的數量，此時因爲會話一的操作2已經更新了該貨物的數量，InnoDB已經鎖住了該記錄的行鎖，所以操作7會被阻塞，直到會話一COMMIT。但是會話一的操作4和會話二的操作7都是向trade表中插入記錄，後者卻不會因爲前者而阻塞，因爲二者插入的不是同一行記錄。鎖機制是一種常見的併發控制機制，它和多版本控制機制一起實現了InnoDB事務的隔離性，關於InnoDB鎖相關的具體內容可以參考InnoDB鎖的類型和狀態查詢和InnoDB行鎖算法。
會話一事務最終使用COMMIT提交了事務而會話二事務則使用ROLLBACK回滾了整個事務，這體現了事務的原子性。即事務的一系列操作要麼全部執行(COMMIT)，要麼就全部不執行(ROLLBACK)，不存在只執行一部分的情況。InnoDB使用事務日誌系統來實現事務的原子性。這裏有的同學就會問了，如果中途連接斷開或者Server Crash會怎麼樣。能怎麼樣，直接自動回滾唄。
一旦會話一使用COMMIT操作提交事務成功後，那麼數據一定會被寫入到數據庫中並持久的存儲起來，這體現了事務的持久性。InnoDB使用redo log機制來實現事務的持久性。
而事務的一致性比較難以理解，簡單的講在事務開始時，此時數據庫有一種狀態，這個狀態是所有的MySQL對象處於一致的狀態，例如數據庫完整性約束正確，日誌狀態一致等。當事務提交後，這時數據庫又有了一個新的狀態，不同的數據，不同的索引，不同的日誌等。但此時，約束，數據，索引，日誌等MySQL各種狀態還是要保持一致性。 也就是說數據庫從一個一致性的狀態，變到另一個一致性的狀態。事務執行後，並沒有破壞數據庫的完整性約束。
下面我們就來詳細講解一下上述示例涉及的事務的ACID特性的具體實現原理。總結來說，事務的隔離性由多版本控制機制和鎖實現，而原子性、一致性和持久性通過InnoDB的redo log、undo log和Force Log at Commit機制來實現。
原子性，持久性和一致性
原子性，持久性和一致性主要是通過redo log、undo log和Force Log at Commit機制機制來完成的。redo log用於在崩潰時恢復數據，undo log用於對事務的影響進行撤銷，也可以用於多版本控制。而Force Log at Commit機制保證事務提交後redo log日誌都已經持久化。
開啓一個事務後，用戶可以使用COMMIT來提交，也可以用ROLLBACK來回滾。其中COMMIT或者ROLLBACK執行成功之後，數據一定是會被全部保存或者全部回滾到最初狀態的，這也體現了事務的原子性。但是也會有很多的異常情況，比如說事務執行中途連接斷開，或者是執行COMMIT或者ROLLBACK時發生錯誤，Server Crash等，此時數據庫會自動進行回滾或者重啓之後進行恢復。
我們先來看一下redo log的原理，redo log顧名思義，就是重做日誌，每次數據庫的SQL操作導致的數據變化它都會記錄一下，具體來說，redo log是物理日誌，記錄的是數據庫頁的物理修改操作。如果數據發生了丟失，數據庫可以根據redo log進行數據恢復。
InnoDB通過Force Log at Commit機制實現事務的持久性，即當事務COMMIT時，必須先將該事務的所有日誌都寫入到redo log文件進行持久化之後，COMMIT操作纔算完成。
當事務的各種SQL操作執行時，即會在緩衝區中修改數據，也會將對應的redo log寫入它所屬的緩存。當事務執行COMMIT時，與該事務相關的redo log緩衝必須都全部刷新到磁盤中之後COMMIT纔算執行成功。
redo log寫入磁盤時，必須進行一次操作系統的fsync操作，防止redo log只是寫入了操作系統的磁盤緩存中。參數innodb_flush_log_at_trx_commit可以控制redo log日誌刷新到磁盤的策略，它的具體作用可以查閱InnoDB的磁盤文件及落盤機制
redo log全部寫入磁盤後事務就算COMMIT成功了，但是此時事務修改的數據還在內存的緩衝區中，稱其爲髒頁，這些數據會依據檢查點(CheckPoint)機制擇時刷新到磁盤中，然後刪除相應的redo log，但是如果在這個過程中數據庫Crash了，那麼數據庫重啓時，會依據redo log file將那些還在內存中未更新到磁盤上的數據進行恢復。
數據庫爲了提高性能，數據頁在內存修改後並不是每次都會刷到磁盤上。而是引入checkpoint機制，擇時將數據頁落盤，checkpoint記錄之前的數據頁保證一定落盤了，這樣相關的redo log就沒有用了(由於InnoDB redo log file循環使用，這時這部分日誌就可以被覆蓋)，checkpoint之後的數據頁有可能落盤，也有可能沒有落盤，所以checkpoint之後的redo log file在崩潰恢復的時候還是需要被使用的。InnoDB會依據髒頁的刷新情況，定期推進checkpoint，從而減少數據庫崩潰恢復的時間。檢查點的信息在第一個日誌文件的頭部。
數據庫崩潰重啓後需要從redo log中把未落盤的髒頁數據恢復出來，重新寫入磁盤，保證用戶的數據不丟失。當然，在崩潰恢復中還需要回滾沒有提交的事務。由於回滾操作需要undo日誌的支持，undo日誌的完整性和可靠性需要redo日誌來保證，所以崩潰恢復先做redo恢復數據，然後做undo回滾。
在事務執行的過程中，除了記錄redo log，還會記錄一定量的undo log。undo log記錄了數據在每個操作前的狀態，如果事務執行過程中需要回滾，就可以根據undo log進行回滾操作。
undo log的存儲不同於redo log，它存放在數據庫內部的一個特殊的段(segment)中，這個段稱爲回滾段。回滾段位於共享表空間中。undo段中的以undo page爲更小的組織單位。undo page和存儲數據庫數據和索引的頁類似。因爲redo log是物理日誌，記錄的是數據庫頁的物理修改操作。所以undo log的寫入也會產生redo log，也就是undo log的產生會伴隨着redo log的產生，這是因爲undo log也需要持久性的保護。如上圖所示，表空間中有回滾段和葉節點段和非葉節點段，而三者都有對應的頁結構。
我們再來總結一下數據庫事務的整個流程，如下圖所示。
事務進行過程中，每次sql語句執行，都會記錄undo log和redo log，然後更新數據形成髒頁，然後redo log按照時間或者空間等條件進行落盤，undo log和髒頁按照checkpoint進行落盤，落盤後相應的redo log就可以刪除了。此時，事務還未COMMIT，如果發生崩潰，則首先檢查checkpoint記錄，使用相應的redo log進行數據和undo log的恢復，然後查看undo log的狀態發現事務尚未提交，然後就使用undo log進行事務回滾。事務執行COMMIT操作時，會將本事務相關的所有redo log都進行落盤，只有所有redo log落盤成功，纔算COMMIT成功。然後內存中的數據髒頁繼續按照checkpoint進行落盤。如果此時發生了崩潰，則只使用redo log恢復數據。
隔離性
InnoDB事務的隔離性主要通過多版本控制機制和鎖機制實現，具體可以參考多版本控制，InnoDB鎖的類型和狀態查詢和InnoDB行鎖算法三篇文章。
後記
本來想一篇文章將MySQL的事務機制講明白，寫完自己讀了一遍，還是發現內容有些晦澀難懂，複雜的知識本來就是很難講明白的，夫夷以近，則遊者衆；險以遠，則至者少，希望讀者以本文作爲一篇指引性的文章，自己再去更加深入的地方去探祕。不過，能將複雜知識講解的通俗簡單也是一項很大的本領，文字和講解能力還是需要提示的。
- Mysql探索(一):B-Tree索引
- 數據庫內部存儲結構探索
- MySQL探祕(二)：SQL語句執行過程詳解
- MySQL探祕(三):InnoDB的內存結構和特性
- MySQL探祕(四):InnoDB的磁盤文件及落盤機制
- MySQL探祕(五):InnoDB鎖的類型和狀態查詢
- MySQL探祕(六):InnoDB一致性非鎖定讀
