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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
2). 查看没有主键的表 employee
建表语句：create table employee (id int , name varchar(10));ibd2sdi employee.ibd♥️关注，就是我创作的动力
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