一、基本观点
事件（Transaction）是接见和更新数据库的递次实行单元；事件中可以包含一个或多个sql语句，这些语句要么都实行，要么都不实行。作为一个关联型数据库，MySQL支撑事件，本文引见基于MySQL5.6。
起首回忆一下MySQL事件的基本知识。
1. 逻辑架构和存储引擎
图片泉源：https://blog.csdn.net/fuzhongmin05/article/details/70904190
如上图所示，MySQL服务器逻辑架构从上往下可以分为三层：
（1）第一层：处置惩罚客户端衔接、受权认证等。
（2）第二层：服务器层，担任查询语句的剖析、优化、缓存以及内置函数的完成、存储历程等。
（3）第三层：存储引擎，担任MySQL中数据的存储和提取。MySQL中服务器层不论理事件，事件是由存储引擎完成的。MySQL支撑事件的存储引擎有InnoDB、NDB Cluster等，个中InnoDB的运用最为普遍；其他存储引擎不支撑事件，如MyIsam、Memory等。
如无特别申明，后文中形貌的内容都是基于InnoDB。
2. 提交和回滚
典范的MySQL事件是以下操纵的：
start transaction; …… #一条或多条sql语句 commit;
个中start transaction标识事件最先，commit提交事件，将实行效果写入到数据库。假如sql语句实行出现题目，会挪用rollback，回滚一切已实行胜利的sql语句。固然，也可以在事件中直接运用rollback语句举行回滚。
自动提交
MySQL中默许采纳的是自动提交（autocommit）形式，以下所示：
在自动提交形式下，假如没有start transaction显式地最先一个事件，那末每一个sql语句都会被当作一个事件实行提交操纵。
经由过程以下体式格局，可以封闭autocommit；须要注重的是，autocommit参数是针对衔接的，在一个衔接中修正了参数，不会对其他衔接产生影响。
假如封闭了autocommit，则一切的sql语句都在一个事件中，直到实行了commit或rollback，该事件完毕，同时最先了别的一个事件。
特别操纵
在MySQL中，存在一些特别的敕令，假如在事件中实行了这些敕令，会立时强迫实行commit提交事件；如DDL语句(create table/drop table/alter/table)、lock tables语句等等。
不过，经常使用的select、insert、update和delete敕令，都不会强迫提交事件。
3. ACID特征
ACID是权衡事件的四个特征：
- 原子性（Atomicity，或称不可分割性）
- 一致性（Consistency）
- 断绝性（Isolation）
- 耐久性（Durability）
依据严厉的规范，只要同时满足ACID特征才是事件；然则在各大数据库厂商的完成中，真正满足ACID的事件少之又少。比方MySQL的NDB Cluster事件不满足耐久性和断绝性；InnoDB默许事件断绝级别是可重复读，不满足断绝性；Oracle默许的事件断绝级别为READ COMMITTED，不满足断绝性……因而与其说ACID是事件必需满足的前提，不如说它们是权衡事件的四个维度。
下面将细致引见ACID特征及其完成道理；为了便于明白，引见的递次不是严厉依据A-C-I-D。
二、原子性
1. 定义
原子性是指一个事件是一个不可分割的事情单元，个中的操纵要么都做，要么都不做；假如事件中一个sql语句实行失利，则已实行的语句也必需回滚，数据库退回到事件前的状况。
2. 完成道理：undo log
在申明原子性道理之前，起首引见一下MySQL的事件日记。MySQL的日记有许多种，如二进制日记、毛病日记、查询日记、慢查询日记等，另外InnoDB存储引擎还供应了两种事件日记：redo log(重做日记)和undo log(回滚日记)。个中redo log用于保证事件耐久性；undo log则是事件原子性和断绝性完成的基本。
下面说回undo log。完成原子性的症结，是当事件回滚时可以打消一切已胜利实行的sql语句。InnoDB完成回滚，靠的是undo log：当事件对数据库举行修正时，InnoDB会生成对应的undo log；假如事件实行失利或挪用了rollback，致使事件须要回滚，便可以运用undo log中的信息将数据回滚到修正之前的模样。
undo log属于逻辑日记，它纪录的是sql实行相干的信息。当发作回滚时，InnoDB会依据undo log的内容做与之前相反的事情：关于每一个insert，回滚时会实行delete；关于每一个delete，回滚时会实行insert；关于每一个update，回滚时会实行一个相反的update，把数据改回去。
以update操纵为例：当事件实行update时，其生成的undo log中会包含被修正行的主键(以便晓得修正了哪些行)、修正了哪些列、这些列在修正前后的值等信息，回滚时便可以运用这些信息将数据复原到update之前的状况。
三、耐久性
1. 定义
耐久性是指事件一旦提交，它对数据库的转变就应当是永久性的。接下来的其他操纵或毛病不应当对其有任何影响。
2. 完成道理：redo log
redo log和undo log都属于InnoDB的事件日记。下面先聊一下redo log存在的背景。
InnoDB作为MySQL的存储引擎，数据是存放在磁盘中的，但假如每次读写数据都须要磁盘IO，效力会很低。为此，InnoDB供应了缓存(Buffer Pool)，Buffer Pool中包含了磁盘中部份数据页的映照，作为接见数据库的缓冲：当从数据库读取数据时，会起首从Buffer Pool中读取，假如Buffer Pool中没有，则从磁盘读取后放入Buffer Pool；当向数据库写入数据时，会起首写入Buffer Pool，Buffer Pool中修正的数据会按期刷新到磁盘中（这一历程称为刷脏）。
Buffer Pool的运用大大进步了读写数据的效力，然则也带了新的题目：假如MySQL宕机，而此时Buffer Pool中修正的数据还没有刷新到磁盘，就会致使数据的丧失，事件的耐久性没法保证。
因而，redo log被引入来处理这个题目：当数据修正时，除了修正Buffer Pool中的数据，还会在redo log纪录此次操纵；当事件提交时，会挪用fsync接口对redo log举行刷盘。假如MySQL宕机，重启时可以读取redo log中的数据，对数据库举行恢复。redo log采纳的是WAL（Write-ahead logging，预写式日记），一切修正先写入日记，再更新到Buffer Pool，保证了数据不会因MySQL宕机而丧失，从而满足了耐久性请求。
既然redo log也须要在事件提交时将日记写入磁盘，为何它比直接将Buffer Pool中修正的数据写入磁盘(即刷脏)要快呢？重要有以下两方面的缘由：
（1）刷脏是随机IO，因为每次修正的数据位置随机，但写redo log是追加操纵，属于递次IO。
（2）刷脏是以数据页（Page）为单元的，MySQL默许页大小是16KB，一个Page上一个小修正都要整页写入；而redo log中只包含真正须要写入的部份，无效IO大大削减。
3. redo log与binlog
我们晓得，在MySQL中还存在binlog(二进制日记)也可以纪录写操纵并用于数据的恢复，但两者是有着基础的差别的：
（1）作用差别：redo log是用于crash recovery的，保证MySQL宕机也不会影响耐久性；binlog是用于point-in-time recovery的，保证服务器可以基于时候点恢复数据，另外binlog还用于主从复制。
（2）条理差别：redo log是InnoDB存储引擎完成的，而binlog是MySQL的服务器层(可以参考文章前面临MySQL逻辑架构的引见)完成的，同时支撑InnoDB和其他存储引擎。
（3）内容差别：redo log是物理日记，内容基于磁盘的Page；binlog的内容是二进制的，依据binlog_format参数的差别，可以基于sql语句、基于数据自身或许两者的夹杂。
（4）写入机遇差别：binlog在事件提交时写入；redo log的写入机遇相对多元：
- 前面曾提到：当事件提交时会挪用fsync对redo log举行刷盘；这是默许状况下的战略，修正innodb_flush_log_at_trx_commit参数可以转变该战略，但事件的耐久性将没法保证。
- 除了事件提交时，另有其他刷盘机遇：如master thread每秒刷盘一次redo log等，如许的长处是不肯定要比及commit时刷盘，commit速率大大加速。
四、断绝性
1. 定义
与原子性、耐久性侧重于研讨事件自身差别，断绝性研讨的是差别事件之间的相互影响。断绝性是指，事件内部的操纵与其他事件是断绝的，并发实行的各个事件之间不能相互滋扰。严厉的断绝性，对应了事件断绝级别中的Serializable (可串行化)，但现实运用中出于机能方面的斟酌很少会运用可串行化。
断绝性寻求的是并发状况下事件之间互不滋扰。简朴起见，我们仅斟酌最简朴的读操纵和写操纵(暂时不斟酌带锁读等特别操纵)，那末断绝性的议论，重要可以分为两个方面：
- (一个事件)写操纵对(另一个事件)写操纵的影响：锁机制保证断绝性
- (一个事件)写操纵对(另一个事件)读操纵的影响：MVCC保证断绝性
2. 锁机制
起首来看两个事件的写操纵之间的相互影响。断绝性请求统一时候只能有一个事件对数据举行写操纵，InnoDB经由过程锁机制来保证这一点。
锁机制的基本道理可以归纳综合为：事件在修正数据之前，须要先取得响应的锁；取得锁以后，事件便可以修正数据；该事件操纵时期，这部份数据是锁定的，其他事件假如须要修正数据，须要守候当前事件提交或回滚后开释锁。
行锁与表锁
依据粒度，锁可以分为表锁、行锁以及其他位于两者之间的锁。表锁在操纵数据时会锁定整张表，并发机能较差；行锁则只锁定须要操纵的数据，并发机能好。然则因为加锁自身须要斲丧资本(取得锁、搜检锁、开释锁等都须要斲丧资本)，因而在锁定数据较多状况下运用表锁可以节约大批资本。MySQL中差别的存储引擎支撑的锁是不一样的，比方MyIsam只支撑表锁，而InnoDB同时支撑表锁和行锁，且出于机能斟酌，绝大多数状况下运用的都是行锁。
怎样检察锁信息
有多种要领可以检察InnoDB中锁的状况，比方：
select * from information_schema.innodb_locks; #锁的概略 show engine innodb status; #InnoDB团体状况，个中包含锁的状况
下面来看一个例子：
#在事件A中实行： start transaction; update account SET balance = 1000 where id = 1; #在事件B中实行： start transaction; update account SET balance = 2000 where id = 1;
此时检察锁的状况：
show engine innodb status检察锁相干的部份：
经由过程上述敕令可以检察事件24052和24053占用锁的状况；个中lock_type为RECORD，代表锁为行锁(纪录锁)；lock_mode为X，代表排它锁(写锁)。
除了排它锁(写锁)以外，MySQL中另有同享锁(读锁)的观点。因为本文重点是MySQL事件的完成道理，因而对锁的引见到此为止，后续会特地写文章剖析MySQL中差别锁的区分、运用场景等，迎接关注。
引见完写操纵之间的相互影响，下面议论写操纵对读操纵的影响。
3. 脏读、不可重复读和幻读
起首来看并发状况下，读操纵可以存在的三类题目：
（1）脏读：当前事件(A)中可以读到其他事件(B)未提交的数据（脏数据），这类征象是脏读。举例以下（以账户余额表为例）：
（2）不可重复读：在事件A中前后两次读取统一个数据，两次读取的效果不一样，这类征象称为不可重复读。脏读与不可重复读的区分在于：前者读到的是其他事件未提交的数据，后者读到的是其他事件已提交的数据。举例以下：
（3）幻读：在事件A中依据某个前提前后两次查询数据库，两次查询效果的条数差别，这类征象称为幻读。不可重复读与幻读的区分可以浅显的明白为：前者是数据变了，后者是数据的行数变了。举例以下：
4. 事件断绝级别
SQL规范中定义了四种断绝级别，并划定了每种断绝级别下上述几个题目是不是存在。一般来讲，断绝级别越低，体系开支越低，可支撑的并发越高，但断绝性也越差。断绝级别与读题目的关联以下：
在现实运用中，读未提交在并发时会致使许多题目，而机能相关于其他断绝级别进步却很有限，因而运用较少。可串行化强迫事件串行，并发效力很低，只要当对数据一致性请求极高且可以接收没有并发时运用，因而运用也较少。因而在大多数数据库体系中，默许的断绝级别是读已提交(如Oracle)或可重复读（后文简称RR）。
可以经由过程以下两个敕令离别检察全局断绝级别和本次会话的断绝级别：
InnoDB默许的断绝级别是RR，后文会重点引见RR。须要注重的是，在SQL规范中，RR是没法防止幻读题目的，然则InnoDB完成的RR防止了幻读题目。
5. MVCC
RR处理脏读、不可重复读、幻读等题目，运用的是MVCC：MVCC全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并发掌握协定。下面的例子很好的表现了MVCC的特性：在统一时候，差别的事件读取到的数据多是差别的(即多版本)——在T5时候，事件A和事件C可以读取到差别版本的数据。
MVCC最大的长处是读不加锁，因而读写不争执，并发机能好。InnoDB完成MVCC，多个版本的数据可以共存，重如果依托数据的隐蔽列(也可以称之为标记位)和undo log。个中数据的隐蔽列包含了该行数据的版本号、删除时候、指向undo log的指针等等；当读取数据时，MySQL可以经由过程隐蔽列推断是不是须要回滚并找到回滚须要的undo log，从而完成MVCC；隐蔽列的细致花样不再睁开。
下面连系前文提到的几个题目离别申明。
（1）脏读
当事件A在T3时候节点读取zhangsan的余额时，会发明数据已被其他事件修正，且状况为未提交。此时事件A读取最新数据后，依据数据的undo log实行回滚操纵，获得事件B修正前的数据，从而防止了脏读。
（2）不可重复读
当事件A在T2节点第一次读取数据时，会纪录该数据的版本号（数据的版本号是以row为单元纪录的），假定版本号为1；当事件B提交时，该行纪录的版本号增添，假定版本号为2；当事件A在T5再一次读取数据时，发明数据的版本号（2）大于第一次读取时纪录的版本号（1），因而会依据undo log实行回滚操纵，获得版本号为1时的数据，从而完成了可重复读。
（3）幻读
InnoDB完成的RR经由过程next-key lock机制防止了幻读征象。
next-key lock是行锁的一种，完成相当于record lock(纪录锁) + gap lock(间隙锁)；其特性是不仅会锁住纪录自身(record lock的功用)，还会锁定一个局限(gap lock的功用)。固然，这里我们议论的是不加锁读：此时的next-key lock并非真的加锁，只是为读取的数据增添了标记（标记内容包含数据的版本号等）；正确起见权且称之为类next-key lock机制。照样之前面的例子来申明：
当事件A在T2节点第一次读取0<id<5数据时，标记的不只是id=1的数据，而是将局限(0,5)举行了标记，如许当T5时候再次读取0<id<5数据时，便可以发明id=2的数据比之前标记的版本号更高，此时再连系undo log实行回滚操纵，防止了幻读。
6. 总结
归纳综合来讲，InnoDB完成的RR，经由过程锁机制、数据的隐蔽列、undo log和类next-key lock，完成了肯定水平的断绝性，可以满足大多数场景的须要。不过须要申明的是，RR虽然防止了幻读题目，然则毕竟不是Serializable，不能保证完整的断绝，下面是一个例子，人人可以本身考证一下。
五、一致性
1. 基本观点
一致性是指事件实行完毕后，数据库的完整性束缚没有被损坏，事件实行的前后都是正当的数据状况。数据库的完整性束缚包含但不限于：实体完整性（如行的主键存在且唯一）、列完整性（如字段的范例、大小、长度要符合请求）、外键束缚、用户自定义完整性（如转账前后，两个账户余额的和应当稳定）。
2. 完成
可以说，一致性是事件寻求的最终目标：前面提到的原子性、耐久性和断绝性，都是为了保证数据库状况的一致性。另外，除了数据库层面的保证，一致性的完成也须要运用层面举行保证。
完成一致性的步伐包含：
- 保证原子性、耐久性和断绝性，假如这些特征没法保证，事件的一致性也没法保证
- 数据库自身供应保证，比方不允许向整形列插进去字符串值、字符串长度不能超过列的限定等
- 运用层面举行保证，比方假如转账操纵只扣除转账者的余额，而没有增添接收者的余额，不管数据库完成的何等圆满，也没法保证状况的一致
六、总结
下面总结一下ACID特征及其完成道理：
原子性：语句要么全实行，要么全不实行，是事件最中心的特征，事件自身就是以原子性来定义的；完成重要基于undo log
耐久性：保证事件提交后不会因为宕机等缘由致使数据丧失；完成重要基于redo log
- 断绝性：保证事件实行尽量不受其他事件影响；InnoDB默许的断绝级别是RR，RR的完成重要基于锁机制、数据的隐蔽列、undo log和类next-key lock机制
一致性：事件寻求的最终目标，一致性的完成既须要数据库层面的保证，也须要运用层面的保
引荐进修：MySQL教程
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