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1 一致性（consistency）

一旦事务完成（不管成功还是失败），系统必须确保它所建模的业务处于一致的状态，而不会是部分完成部分失败。在现实中的数据不应该被破坏。

1.1 undo log的机制

  1. undo log存放在数据库内部的一个特殊段（segment）中，这个段称为undo段（undosegment）。
  2. undo log是逻辑日志，因此只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。
  3. undo log的另一个作用是MVCC，即在InnoDB存储引擎中MVCC的实现是通过undo来完成。
  4. undo log的产生会伴随着redo log的产生，这是因为undo log也需要持久性的保护。

1.2 undo log与redo log的区别

  1. redo log通常是物理日志，记录的是页的物理修改操作。
  2. undo log是逻辑日志，根据每行记录进行记录。

2 隔离性（Isolation）

可能有许多事务会同时处理相同的数据，因此每个事务都应该与其他事务隔离开来，防止数据损坏。

  • 为了性能往往不能100%兼顾隔离性。

2.1 通过lock（锁）实现

2.1.1 粒度

  1. 行锁
  2. 表锁

2.1.2 类型

  1. 共享锁（S）：与IX/X锁不兼容
    行锁，允许事务读一行数据
  2. 排他锁（X）：与任何锁都不兼容
    行锁，允许事务删除或更新一行数据
  3. 意向共享锁（IS）：与X锁不兼容
    表锁，事务想要获得一张表中某几行的共享锁
  4. 意向排他锁（IX）：与S/X锁不兼容
    表锁，事务想要获得一张表中某几行的排他锁

总结：

  1. X锁与任何锁都不兼容
  2. IX锁与S/X锁不兼容

2.1.3 机制

  1. 无锁
    MVCC(Multi-Version Concurrency Control)：对于正在更新的数据，InnoDB会去读取该行的一个快照数据（undo log）

  2. 加锁
    X锁：SELECT ... FOR UPDATE
    S锁：SELECT ... LOCK IN SHARE MODE

2.1.4 算法

  1. Record Lock：单个行记录上的锁，总是会去锁住（聚簇/主键）索引记录
  2. Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身
  3. Next-Key Lock：锁定一个范围，并且锁定记录本身

2.1.5 问题

2.1.5.1 读取

  1. 脏读：某一个事务，读取了另外一个事务中未提交的数据（绝对要避免）

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  1. 不可重复读：某一个事务，对同一个数据前后读取的结果不一致（有时也可以接受，但是要尽力杜绝）

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  1. 幻读：某一个事务，对同一个表前后查询到的行数不一致（往往可以接受，但是尽量避免）

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2.1.5.2 更新

  1. 第一类丢失更新：某一个事务的回滚，导致另外一个事务已更新的数据丢失了

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  1. 第二类丢失更新：某一个事务的提交，导致另外一个事务已更新的数据丢失了

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说明：任何隔离级别都不会发生这类问题，因为对于DML操作需要先加IX锁，它会直接阻塞事务2的行为。

2.1.6 死锁

2.1.6.1 场景

事务1：
update ... where id=1;
update ... where id=2;​

事务2：
update ... where id=2;
update ... where id=1;

2.1.6.2 解决

  1. 超时回滚（被动）：innodb_lock_wait_timeout，当一个等待时间超过设置的某一阈值时，其中一个事务进行回滚，另一个等待的事务就能继续进行。
  2. 死锁检测（主动）：wait-for graph，采用等待图的方式来进行死锁检测，这是一种更为主动的死锁检测方式。

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2.1.7 升级

InnoDB存储引擎不存在锁升级的问题。
因为其不是根据每个记录来产生行锁的，相反，其根据每个事务访问的每个页对锁进行管理的，采用的是位图的方式。因此不管一个事务锁住页中一个记录还是多个记录，其开销通常都是一致的。

2.2 隔离级别

2.2.1 READ UNCOMMITTED

  • 未解决脏读、不可重复读、幻读问题

2.2.2 READ COMMITTED

  1. 采用Record Lock算法，解决了脏读问题
  2. 采用MVCC，总是读取被锁定行的最新一份快照数据

2.2.3 REPEATABLE READ

  1. 是默认的隔离级别；
  2. 采用Next-Key Lock算法，解决了脏读、不可重复读、幻读问题
  3. 采用MVCC，总是读取事务开始时的行数据版本

2.2.4 SERIALIZABLE

  • 解决了脏读、不可重复读、幻读问题（SELECT ... LOCK IN SHARE MODE）

3 持久性（Durability）

一旦事务完成，无论发生什么系统错误，它的结果都不应该受到影响，这样就能从任何系统崩溃中恢复过来。通常情况下，事务的结果被写到持久化存储器中。

使用redo log来解决

3.1 redo log的机制

  1. 当事务提交时，必须先将该事务的所有日志写入到redo log进行持久化，待事务的COMMIT操作完成才算完成。
  2. redo log是顺序写的，在数据库运行时不需要对该文件进行读取操作。
  3. 每次写入redo log文件后，InnoDB引擎都需要调用一次fsync操作。
  4. redo log通常是物理日志，记录的是页的物理修改操作。

3.2 redo log与bin log的区别

  1. redo log是在存储引擎层产生，bin log是在数据库的上层产生的，并且bin log​不仅仅针对于InnoDB存储引擎，MySQL中任何存储引擎对于数据库的更改都会产生二进制日志。
  2. bin log 是一种逻辑日志，其记录的是对应的SQL语句，而InnoDB存储引擎层面的redo log​是物理格式日志，其记录的是对于每个页的修改。
  3. bin log只在事务提交完成后进行一次写入，而redo log​在事务进行中不断地被写入，这表现为日志并不是随事务提交的顺序进行写入的。

4 原子性（Atom）

事务是一个原子操作，由一系列动作组成。事务的原子性确保动作要么全部完成，要么完全不起作用。

一致性、隔离性和持久性的实现是原子性的保证。



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