一文快速搞懂MySQL InnoDB事务ACID实现原理

说到数据库事务，想到的就是要么都作修改，要么都不作，或者是 ACID 的概念。其实事务的本质就是锁、并发和重作日志的结合体。

这一篇主要讲一下 InnoDB 中的事务究竟是如何实现 ACID 的：

• 原子性（atomicity）

• 一致性（consistency）

• 隔离性（isolation）

• 持久性（durability）

隔离性

隔离性的实现原理就是锁，于是隔离性也能够称为并发控制、锁等。事务的隔离性要求每一个读写事务的对象对其余事务的操做对象能互相分离。

再者，好比操做缓冲池中的 LRU 列表，删除，添加、移动 LRU 列表中的元素，为了保证一致性那么就要锁的介入。

InnoDB 使用锁为了支持对共享资源进行并发访问，提供数据的完整性和一致性。

那么到底 InnoDB 支持什么样的锁呢？咱们先来看下 InnoDB 的锁的介绍：

InnoDB 中的锁

你可能听过各类各样的 InnoDB 的数据库锁，Gap 锁，共享锁，排它锁，读锁，写锁等等。可是 InnoDB 的标准实现的锁只有 2 类，一种是行级锁，一种是意向锁。

InnoDB 实现了以下两种标准的行级锁：

• 共享锁（读锁 S Lock），容许事务读一行数据。

• 排它锁（写锁 X Lock），容许事务删除一行数据或者更新一行数据。

行级锁中，除了 S 和 S 兼容，其余都不兼容。

InnoDB 支持两种意向锁（即为表级别的锁）：

• 意向共享锁（读锁 IS Lock），事务想要获取一张表的几行数据的共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的 IS 锁。

• 意向排他锁（写锁 IX Lock），事务想要获取一张表中几行数据的排它锁，事务在给一个数据行加排它锁前必须先取得该表的 IX 锁。

首先解释一下意向锁，如下为意向锁的意图解释：

The main purpose of IX and IS locks is to show that someone is locking a row, or going to lock a row in the table.

大体意思是加意向锁为了代表某个事务正在锁定一行或者将要锁定一行数据。

首先申请意向锁的动做是 InnoDB 完成的，怎么理解意向锁呢？例如：事务 A 要对一行记录 R 进行上 X 锁，那么 InnoDB 会先申请表的 IX 锁，再锁定记录 R 的 X 锁。

在事务 A 完成以前，事务 B 想要来个全表操做，此时直接在表级别的 IX 就告诉事务 B 须要等待而不须要在表上判断每一行是否有锁。

意向排它锁存在的价值在于节约 InnoDB 对于锁的定位和处理性能。另外注意了，除了全表扫描之外意向锁都不会阻塞。

锁的算法

InnoDB 有 3 种行锁的算法：

• Record Lock：单个行记录上的锁。

• Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，而非记录自己。

• Next-Key Lock：结合 Gap Lock 和 Record Lock，锁定一个范围，而且锁定记录自己。主要解决的问题是 RR 隔离级别下的幻读。

这里主要讲一下 Next-Key Lock。MySQL 默认隔离级别 RR 下，这时默认采用 Next-Key locks。

这种间隙锁的目的就是为了阻止多个事务将记录插入到同一范围内从而致使幻读。注意了，若是走惟一索引，那么 Next-Key Lock 会降级为 Record Lock。

前置条件为事务隔离级别为 RR 且 SQL 走的非惟一索引、主键索引。若是不是则根本不会有 Gap 锁！先举个例子来说一下 Next-Key Lock。

首先创建一张表：

mysql> show create table m_test_db.M;
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------+
| Table | Create Table                                                                                                                                                                                                                                     |
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------+
| M     | CREATE TABLE `M` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `user_id` varchar(45) DEFAULT NULL,
  `name` varchar(45) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `IDX_USER_ID` (`user_id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=15 DEFAULT CHARSET=utf8 |
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

首先 Session A 去拿到 user_id 为 26 的 X 锁，用 force index，强制走这个非惟一辅助索引，由于这张表里的数据不多。

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from m_test_db.M force index(IDX_USER_ID) where user_id = '26' for update;
+----+---------+-------+
| id | user_id | name  |
+----+---------+-------+
|  5 | 26      | jerry |
|  6 | 26      | ketty |
+----+---------+-------+
2 rows in set (0.00 sec)

而后 Session B 插入数据：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into m_test_db.M values (8,25,'GrimMjx');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

明明插入的数据和锁住的数据没有毛线关系，为何还会阻塞等锁最后超时呢？这就是 Next-Key Lock 实现的。

画张图你就明白了：

Gap 锁锁住的位置，不是记录自己，而是两条记录之间的间隔 Gap，其实就是防止幻读（同一事务下，连续执行两句一样的 SQL 获得不一样的结果）。

为了保证图上 3 个小箭头中间不会插入知足条件的新记录，因此用到了 Gap 锁防止幻读。

简单的 Insert 会在 Insert 的行对应的索引记录上加一个 Record Lock 锁，并无 Gap 锁，因此并不会阻塞其余 Session 在 Gap 间隙里插入记录。

不过在 Insert 操做以前，还会加一种锁，官方文档称它为 Intention Gap Lock，也就是意向的 Gap 锁。

这个意向 Gap 锁的做用就是预示着当多事务并发插入相同的 Gap 空隙时，只要插入的记录不是 Gap 间隙中的相同位置，则无需等待其余 Session 就可完成，这样就使得 Insert 操做无须加真正的 Gap Lock。

Session A 插入数据：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into m_test_db.M values (10,25,'GrimMjx');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Session B 插入数据，彻底没有问题，没有阻塞：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into m_test_db.M values (11,27,'Mjx');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

死锁

了解了 InnoDB 是如何加锁的，如今能够去尝试分析死锁。死锁的本质就是两个事务相互等待对方释放持有的锁致使的，关键在于不一样 Session 加锁的顺序不一致。

不懂死锁概念模型的能够先看一幅图：

左鸟线程获取了左肉的锁，想要获取右肉的锁，右鸟的线程获取了右肉的锁。

右鸟想要获取左肉的锁。左鸟没有释放左肉的锁，右鸟也没有释放右肉的锁，那么这就是死锁。

接下来还用刚才的那张 M 表来分析一下数据库死锁，比较好理解：

四种隔离级别

那么按照最严格到最松的顺序来说一下四种隔离级别：

①Serializable(可序列化)

最高事务隔离级别。主要用在 InnoDB 存储引擎的分布式事务。强制事务排序，串行化执行事务。

不须要冲突控制，可是慢速设备。根据 Jim Gray 在《Transaction Processing》一书中指出，Read Committed 和 Serializable 的开销几乎是同样的，甚至 Serializable 更优。

Session A 设置隔离级别为 Serializable，并开始事务执行一句 SQL：

mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| SERIALIZABLE   |
+----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from m_test_db.M;
+----+---------+-------+
| id | user_id | name  |
+----+---------+-------+
|  1 | 20      | mjx   |
|  2 | 21      | ben   |
|  3 | 23      | may   |
|  4 | 24      | tom   |
|  5 | 26      | jerry |
|  6 | 26      | ketty |
|  7 | 28      | kris  |
+----+---------+-------+
7 rows in set (0.00 sec)

Session Binsert 一条数据，超时：

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into m_test_db.M values (9,30,'test');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

②Repeatable Read(可重复读)

一个事务按相同的查询条件读取之前检索过的数据，其余事务插入了知足其查询条件的新数据，产生幻读。

InnoDB 存储引擎在 RR 隔离级别下，已经使用 Next-Key Lock 算法避免了幻读，了解概念便可。

InnoDB 使用 MVCC 来读取数据，RR 隔离级别下，老是读取事务开始时的行数据版本。

Session A 查看 id=1 的数据：

mysql> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from m_test_db.M where id =1;
+----+---------+---------+
| id | user_id | name    |
+----+---------+---------+
|  1 | 20      | GrimMjx |
+----+---------+---------+
1 row in set (0.01 sec)

Session B 修改 id=1 的数据：

mysql> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update m_test_db.M set name = 'Mjx';
Query OK, 7 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 7  Changed: 7  Warnings: 0

而后如今 Session A 再查看一下 id=1 的数据，数据仍是事务开始时候的数据。

mysql> select * from m_test_db.M where id =1;
+----+---------+---------+
| id | user_id | name    |
+----+---------+---------+
|  1 | 20      | GrimMjx |
+----+---------+---------+
1 row in set (0.00 sec)

③Read Committed(读已提交)

事务从开始直到提交以前，所作的任何修改对其余事务都是不可见的。

InnoDB 使用 MVCC 来读取数据，RC 隔离级别下，老是读取被锁定行最新的快照数据。

Session A 查看 id=1 的数据：

mysql> set tx_isolation='read-committed';
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from m_test_db.M where id =1;
+----+---------+------+
| id | user_id | name |
+----+---------+------+
|  1 | 20      | Mjx  |
+----+---------+------+
1 row in set (0.00 sec)

Session B 修改 id=1 的 Name 而且 Commit：

mysql> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update m_test_db.M set name = 'testM' where id =1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

// 注意，这里commit了！
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

Session A 再查询 id=1 的记录，发现数据已是最新的数据：

mysql> select * from m_test_db.M where id =1;
+----+---------+-------+
| id | user_id | name  |
+----+---------+-------+
|  1 | 20      | testM |
+----+---------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

④Read Uncommitted(读未提交)

事务中的修改，即便没有提交，对其余事务也都是可见的。

Session A 查看一下 id=3 的数据，没有 Commit：

mysql> set tx_isolation='read-uncommitted';
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql> select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation   |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from m_test_db.M where id =3;
+----+---------+------+
| id | user_id | name |
+----+---------+------+
|  3 | 23      | may  |
+----+---------+------+
1 row in set (0.00 sec)

Session B 修改 id=3 的数据，可是没有 Commit：

mysql> set tx_isolation='read-uncommitted';
Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update m_test_db.M set name = 'GRIMMJX' where id = 3;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

Session A 再次查看则看到了新的结果：

mysql> select * from m_test_db.M where id =3;
+----+---------+---------+
| id | user_id | name    |
+----+---------+---------+
|  3 | 23      | GRIMMJX |
+----+---------+---------+
1 row in set (0.00 sec)

这里花了不少笔墨来介绍隔离性，这是比较重要，须要静下心来学习的特性。因此也是放在第一个的缘由。

原子性、一致性、持久性

事务隔离性由锁实现，原子性、一致性和持久性由数据库的 redo log 和 undo log 实现。

redo log 称为重作日志，用来保证事务的原子性和持久性，恢复提交事务修改的页操做。

undo log 来保证事务的一致性，undo 回滚行记录到某个特性版本及 MVCC 功能。二者内容不一样。redo 记录物理日志，undo 是逻辑日志。

redo

重作日志由重作日志缓冲(redo log buffer)和重作日志文件(redo log file)组成，前者是易失的，后者是持久的。

InnoDB 经过 Force Log at Commit 机制来实现持久性，当 Commit 时，必须先将事务的全部日志写到重作日志文件进行持久化，待 Commit 操做完成才算完成。

当事务提交时，日志不写入重作日志文件，而是等待一个事件周期后再执行 Fsync 操做，因为并不是强制在事务提交时进行一次 Fsync 操做，显然这能够提升数据库性能。

请记住 3 点：

• 重作日志是在 InnoDB 层产生的。

• 重作日志是物理格式日志，记录的是对每一个页的修改。

• 重作日志在事务进行中不断被写入。

undo

事务回滚和 MVCC，这就须要 undo。undo 是逻辑日志，只是将数据库逻辑恢复到原来的样子，可是数据结构和页自己在回滚以后可能不一样。

例如：用户执行 insert 10w 条数据的事务，表空间于是增大。用户执行 ROLLBACK 以后，会对插入的数据回滚，可是表空间大小不会所以收缩。

实际的作法就是作与以前想法的操做，Insert 对应 Delete，Update 对应反向 Update 来实现原子性。

InnoDB 中 MVCC 的实现就是靠 undo，举个经典的例子：Bob 给 Smith 转 100 元，那么就存在如下 3 个版本，RR 隔离级别下，对于快照数据，老是读事务开始的行数据版本见黄标。

RC 隔离级别下，对于快照数据，老是读最新的一份快照数据见红标：

undo log 会产生 redo log，由于 undo log 须要持久性保护 。

最后，你会发现姜承尧的 MySQL InnoDB 书上的不少内容都是官方手册的翻译，不管是看源码仍是学习新框架，最好看原汁原味的。

只要你坚持，一步一步来，总归会成功的。切忌，学技术急不来，快就是稳，稳就是快。