你要连MySQL事务实现的基本原理都不懂，那你的面试基本凉凉，分享一点面试小经验_面试问原理都是sb,人家又不是开发mysql

当有多个请求来读取表中的数据时可以不采取任何操作，但是多个请求里有读请求，又有修改请求时必须有一种措施来进行并发控制。不然很有可能会造成不一致。

读写锁

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解决上述问题很简单，只需用两种锁的组合来对读写请求进行控制即可，这两种锁被称为：

共享锁(shared lock),又叫做"读锁"

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读锁是可以共享的，或者说多个读请求可以共享一把锁读数据，不会造成阻塞。

排他锁(exclusive lock),又叫做"写锁"

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写锁会排斥其他所有获取锁的请求，一直阻塞，直到写入完成释放锁。

总结：

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通过读写锁，可以做到读读可以并行，但是不能做到写读，写写并行

事务的隔离性就是根据读写锁来实现的！！！这个后面再说。

2. MVCC基础

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MVCC (MultiVersion Concurrency Control) 叫做多版本并发控制。

InnoDB的 MVCC ，是通过在每行记录的后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，

一个保存了行的创建时间，一个保存了行的过期时间，

当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号。

以上片段摘自《高性能Mysql》这本书对MVCC的定义。他的主要实现思想是通过数据多版本来做到读写分离。从而实现不加锁读进而做到读写并行。

MVCC在mysql中的实现依赖的是undo log与read view

• undo log :undo log 中记录某行数据的多个版本的数据。

• read view :用来判断当前版本数据的可见性

事务的实现

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前面讲的重做日志，回滚日志以及锁技术就是实现事务的基础。

• 事物的原子性是通过 undo log 来实现的

• 事务的持久性性是通过 redo log 来实现的

• 事物的隔离性是通过 (读写锁+MVCC)来实现的

• 而事务的终极大 boss 一致性是通过原子性，持久性，隔离性来实现的！！！

原子性，持久性，隔离性折腾半天的目的也是为了保障数据的一致性！

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总之，ACID只是个概念，事务最终目的是要保障数据的可靠性，一致性。

1.原子性的实现

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什么是原子性：

一个事务必须被视为不可分割的最小工作单位，一个事务中的所有操作要么全部成功提交，要么全部失败回滚，对于一个事务来说不可能只执行其中的部分操作，这就是事务的原子性。

上面这段话取自《高性能MySQL》这本书对原子性的定义，原子性可以概括为就是要实现要么全部失败，要么全部成功。

以上概念相信大家伙儿都了解，那么数据库是怎么实现的呢？就是通过回滚操作。

所谓回滚操作就是当发生错误异常或者显式的执行rollback语句时需要把数据还原到原先的模样，所以这时候就需要用到undo log来进行回滚，接下来看一下undo log在实现事务原子性时怎么发挥作用的

1.1 undo log 的生成

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假设有两个表 bank和finance，表中原始数据如图所示，当进行插入，删除以及更新操作时生成的undo log如下面图所示：

从上图可以了解到数据的变更都伴随着回滚日志的产生：

(1) 产生了被修改前数据(zhangsan,1000) 的回滚日志

(2) 产生了被修改前数据(zhangsan,0) 的回滚日志

根据上面流程可以得出如下结论：

1. 每条数据变更(insert/update/delete)操作都伴随一条undo log的生成,并且回滚日志必须先于数据持久化到磁盘上

2. 所谓的回滚就是根据回滚日志做逆向操作，比如delete的逆向操作为insert，insert的逆向操作为delete，update的逆向为update等。

思考：为什么先写日志后写数据库？—稍后做解释

1.2 根据undo log 进行回滚

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为了做到同时成功或者失败，当系统发生错误或者执行rollback操作时需要根据undo log 进行回滚

回滚操作就是要还原到原来的状态，undo log记录了数据被修改前的信息以及新增和被删除的数据信息，根据undo log生成回滚语句，比如：

1. 如果在回滚日志里有新增数据记录，则生成删除该条的语句

2. 如果在回滚日志里有删除数据记录，则生成生成该条的语句

3. 如果在回滚日志里有修改数据记录，则生成修改到原先数据的语句

2.持久性的实现

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事务一旦提交，其所作做的修改会永久保存到数据库中，此时即使系统崩溃修改的数据也不会丢失。

先了解一下MySQL的数据存储机制，MySQL的表数据是存放在磁盘上的，因此想要存取的时候都要经历磁盘IO,然而即使是使用SSD磁盘IO也是非常消耗性能的。

为此，为了提升性能InnoDB提供了缓冲池(Buffer Pool)，Buffer Pool中包含了磁盘数据页的映射，可以当做缓存来使用：

读数据：会首先从缓冲池中读取，如果缓冲池中没有，则从磁盘读取在放入缓冲池；

写数据：会首先写入缓冲池，缓冲池中的数据会定期同步到磁盘中；

上面这种缓冲池的措施虽然在性能方面带来了质的飞跃，但是它也带来了新的问题，当MySQL系统宕机，断电的时候可能会丢数据！！！

因为我们的数据已经提交了，但此时是在缓冲池里头，还没来得及在磁盘持久化，所以我们急需一种机制需要存一下已提交事务的数据，为恢复数据使用。

于是 redo log就派上用场了。下面看下redo log是什么时候产生的

既然redo log也需要存储，也涉及磁盘IO为啥还用它？

1. redo log 的存储是顺序存储，而缓存同步是随机操作。

2. 缓存同步是以数据页为单位的，每次传输的数据大小大于redo log。

3.隔离性实现

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隔离性是事务ACID特性里最复杂的一个。在SQL标准里定义了四种隔离级别，每一种级别都规定一个事务中的修改，哪些是事务之间可见的，哪些是不可见的。

级别越低的隔离级别可以执行越高的并发，但同时实现复杂度以及开销也越大。

Mysql 隔离级别有以下四种（级别由低到高）：

• READ UNCOMMITED (未提交读)

• READ COMMITED (提交读)

• REPEATABLE READ (可重复读)

• SERIALIZABLE (可重复读)

只要彻底理解了隔离级别以及他的实现原理就相当于理解了ACID里的隔离型。前面说过原子性，隔离性，持久性的目的都是为了要做到一致性，但隔离性跟其他两个有所区别，原子性和持久性是为了要实现数据的可性保障靠，比如要做到宕机后的恢复，以及错误后的回滚。

那么隔离性是要做到什么呢？隔离性是要管理多个并发读写请求的访问顺序。这种顺序包括串行或者是并行说明一点，写请求不仅仅是指insert操作，又包括update操作。

总之，从隔离性的实现可以看出这是一场数据的可靠性与性能之间的权衡。

• 可靠性性高的，并发性能低(比如 Serializable)

• 可靠性低的，并发性能高(比如 Read Uncommited)

READ UNCOMMITTED

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在READ UNCOMMITTED隔离级别下，事务中的修改即使还没提交，对其他事务是可见的。事务可以读取未提交的数据，造成脏读。

因为读不会加任何锁，所以写操作在读的过程中修改数据，所以会造成脏读。好处是可以提升并发处理性能，能做到读写并行。

换句话说，读的操作不能排斥写请求。

• 优点：读写并行，性能高

• 缺点：造成脏读

READ COMMITTED

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一个事务的修改在他提交之前的所有修改，对其他事务都是不可见的。其他事务能读到已提交的修改变化。在很多场景下这种逻辑是可以接受的。

InnoDB在 READ COMMITTED，使用排它锁,读取数据不加锁而是使用了MVCC机制。或者换句话说他采用了读写分离机制。

但是该级别会产生不可重读以及幻读问题。

什么是不可重读？

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在一个事务内多次读取的结果不一样。

为什么会产生不可重复读？

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这跟 READ COMMITTED 级别下的MVCC机制有关系，在该隔离级别下每次 select的时候新生成一个版本号，所以每次select的时候读的不是一个副本而是不同的副本。

在每次select之间有其他事务更新了我们读取的数据并提交了，那就出现了不可重复读

REPEATABLE READ(Mysql默认隔离级别)

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在一个事务内的多次读取的结果是一样的。这种级别下可以避免，脏读，不可重复读等查询问题。mysql 有两种机制可以达到这种隔离级别的效果，分别是采用读写锁以及MVCC。

采用读写锁实现：

为什么能可重复度？只要没释放读锁，在次读的时候还是可以读到第一次读的数据。

• 优点：实现起来简单

• 缺点：无法做到读写并行

采用MVCC实现：