數據庫事務系列－MySQL跨行事務模型
說來和MySQL倒是有緣，畢業的***份工作就被分配到了RDS團隊，主要負責把MySQL弄到云上做成數據庫服務。雖說整天和MySQL打交道，但說實話那段時間并沒有很深入的理解MySQL內核，做的事情基本都是圍繞著MySQL做管控系統，比較上層。好在周邊都是MySQL內核神級人物，在他們的熏陶下多多少少對MySQL的一些基本知識有一些零碎的記錄和模糊的認識，這些基礎對于今天整理理解MySQL跨行事務模型非常重要。更重要的，有很多不解的地方也可以向大神請教。
MySQL事務模型在網上也有很多的介紹，在寫這篇文章之前本人也翻看了很多資料作為參考，以期讓自己理解的更加深入全面。看了大多數介紹文章之后發現部分文章并不完整，比如有的只介紹了幾種隔離級別下MySQL的表現，并沒有從技術角度進行解讀。有的文章說的倒很全面，但缺乏些許條理，讀起來并不容易理解。這也是筆者希望能夠帶給大家一點不一樣的東西，從技術角度進行解讀，并且利于理解。
MySQL事務原子性保證
事務原子性要求事務中的一系列操作要么全部完成，要么不做任何操作，不能只做一半。原子性對于原子操作很容易實現，就像HBase中行級事務的原子性實現就比較簡單。但對于多條語句組成的事務來說，如果事務執行過程中發生異常，需要保證原子性就只能回滾，回滾到事務開始前的狀態，就像這個事務根本沒有發生過一樣。如何實現呢?
MySQL實現回滾操作完全依賴于undo log，多說一句，undo log在MySQL除了用來實現原子性保證之外，還用來實現MVCC，下文也會涉及到。使用undo實現原子性在操作任何數據之前，首先會將修改前的數據記錄到undo log中，再進行實際修改。如果出現異常需要回滾，系統可以利用undo中的備份將數據恢復到事務開始之前的狀態。下圖是MySQL中表示事務的基本數據結構，其中與undo相關的字段為insert_undo和update_undo，分別指向本次事務所產生的undo log。
事務回滾根據update_undo(或者insert_undo)找到對應的undo log，做逆向操作即可。對于已經標記刪除的數據清理刪除標記，對于更新數據直接回滾更新;插入操作稍微復雜一些，不僅需要刪除數據，還需要刪除相關的聚集索引以及二級索引記錄。
undo log是MySQL內核中非常重要的一塊內容，涉及知識比較多而且復雜，比如：
- undo log必須在數據修改之前持久化，undo log持久化需不需要記錄redo以防止宕機異常?如果需要就又涉及宕機恢復…
- 通過undo log如何實現MVCC?
- 那些undo log可以在什么場景下回收清理?如何清理?
MySQL事務一致性保證：強一致性事務保證
MySQL事務隔離級別
Read Uncommitted(>RU技術解讀：使用X鎖實現寫寫并發)
Read Uncommitted只實現了寫寫并發控制，并沒有有效的讀寫并發控制，導致當前事務可能讀到其他事務中還未提交的修改數據，這些數據準確性并不靠譜(有可能被回滾掉)，因此在此基礎上作出的一切假設就都不靠譜的。在現實場景中很少有業務會選擇該隔離級別。
寫寫并發實現機制和HBase并無兩樣，都是使用兩階段鎖協議對相應記錄加行鎖實現。不過MySQL中行鎖機制比較復雜，根據行記錄是否是主鍵索引、唯一索引、非唯一索引或者無索引等分為多種加鎖情況。這里舉個簡單例子做下說明：update user set userName = “libis” where id = 15。(如果大家有興趣，可以參考登博的這篇文章：《MySQL加鎖處理分析》)
- 如果id列是主鍵索引，MySQL只會為聚簇索引記錄加鎖。
- 如果id列是唯一二級索引，MySQL會為二級索引葉子節點以及聚簇索引記錄加鎖。
- 如果id列是非唯一索引，MySQL會為所有滿足條件(id = 15)的二級索引葉子節點以及對應的聚簇索引記錄加鎖。
- 如果id列是無索引的，SQL會走聚簇索引全表掃描，并將掃描結果加載到SQL Server層進行過濾，因此InnoDB會為掃描過的所有記錄先加上鎖，如果SQL Server層過濾不符合條件，InnoDB會釋放該鎖。因此InnoDB會為掃描到的所有記錄都加鎖，很恐怖吧!
接下來無論是RC、RR，抑或是Serialization，寫寫并發控制都使用上述機制，所以不再贅述。接下來會重點分析RC和RR隔離級別中的讀寫并發控制機制。
在詳細介紹RC和RR之前，有必要在此先行介紹MySQL中MVCC機制，因為RC和RR都使用MVCC機制實現事務之間的讀寫并發。只不過兩者在實現細節上有一些區別，具體區別接下來再聊。
MVCC in MySQL
MySQL中MVCC機制相比HBase來說要復雜的多，涉及的數據結構也比較復雜。為了解釋的比較清晰，以一個栗子為模版進行解釋。比如當前有一行記錄如下圖所示：
前面四列是該行記錄的實際列值，需要重點關注的是DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR兩個隱藏列(對用戶不可見)。其中DB_TRX_ID表示修改該行事務的事務ID，而DB_ROLL_PTR表示指向該行回滾段的指針，該行記錄上所有版本數據，在undo中都通過鏈表形式組織，該值實際指向undo中該行的歷史記錄鏈表。
現在假設有一個事務trx2修改了該行數據，該行記錄就會變為下圖形式，DB_TRX_ID為最近修改該行事務的事務ID(trx2)，DB_ROLL_PTR指向undo歷史紀錄鏈表：
了解了MySQL行記錄之后，再來看看事務的基本結構，下圖是MySQL的事務數據結構，上文我們提到過。事務在開啟之后會創建一個數據結構存儲事務相關信息、鎖信息、undo log以及非常重要的read_view信息。
read_view保存了當前事務開啟時整個MySQL中所有活躍事務列表，如下圖所示，在當前事務開啟的時候，系統中活躍的事務有trx4、trx6、trx7以及trx10。另外，up_trx_id表示當前事務啟動時，當前事務鏈表中最小的事務ID;low_trx_id表示當前事務啟動時，當前事務鏈表中***的事務ID。
read_view是實現MVCC的一個關鍵點，它用來判斷記錄的哪個版本對當前事務可見。如果當前事務要讀取某行記錄，該行記錄的版本號(事務ID)為trxid，那么：
- 如果trxid < up_trx_id，說明該行記錄所在的事務已經在當前事務創建之前就提交了，所以該行記錄對當前事務可見。
- 如果trxid > low_trx_id，說明該行事務所在的事務是在當前事務創建之后才開啟，所以該行記錄對當前事務不可見。
- 如果up_trx_id < trxid < low_trx_id， 那么表明該行記錄所在事務在本次新事務創建的時候處于活動狀態。從up_trx_id到low_trx_id進行遍歷，如果trxid等于他們之中的某個事務id的話，那么不可見，否則可見。
以下面行記錄為例，該行記錄存在多個版本(trx2、trx5、trx7以及trx12)，其中trx12是***版本。看看該行記錄中哪個版本對當前事務可見。
- 該行記錄的***版本為trx12，與當前事務read_view進行對比發現，trx12大于當前活躍事務列表中的***事務trx10，表示trx12是在當前事務創建之后才開啟的，因此不可見。
- 再查看該行記錄的第二個***版本為trx7，與當前事務read_view對比發現，trx7介于當前活躍事務列表最小事務ID和***事務ID之間，表明該行記錄所在事務在當前事務創建的時候處于活動狀態，在活躍列表中遍歷發現trx7確實存在，說明該事務還沒有提交，所以對當前事務不可見。
- 繼續查看該記錄的第三個***版本trx5，也介于當前活躍事務列表最小事務ID和***事務ID之間，表明該行記錄所在事務在當前事務創建的時候處于活動狀態，但遍歷發現該版本并不在活躍事務列表中，說明trx5對應事務已經提交(注：事務提交時間與事務編號沒有任何關聯，有可能事務編號大的事務先提交，事務編號小的事務后提交)，因此trx5版本行記錄對當前事務可見，直接返回。
Read Committed(技術解讀：寫寫并發使用X鎖，讀寫并發使用MVCC避免臟讀)
上文介紹了MySQL中MVCC技術實現機制，但要明白RC隔離級別下事務可見性，還需要get一個核心點：RC隔離級別下的事務在每次執行select時都會生成一個***的read_view代替原有的read_view。
如上圖所示，左側為1號事務，在不同時間點對id=1的記錄分別查詢了三次。右側為2號事務，對id=1的記錄進行了更新。更新前該記錄只有一個版本，更新好變成了兩個版本。
1號事務在RC隔離級別下每次執行select請求都會生成一個***的read_view，前兩次查詢生成的全局事務活躍列表中包含trx2，因此根據MVCC規定查到的記錄為老版本;***一次查詢的時間點位于2號事務提交之后，因此生成的全局活躍事務列表中不包含trx2，此時在根據MVCC規定查到的記錄就是***版本記錄。
Repeatable Read(技術解讀：寫寫并發使用X鎖，讀寫并發使用MVCC避免不可重復讀;當前讀使用Gap鎖避免幻讀)
和RC模式不同，RR模式下事務不會再每次執行select的時候生成***的read_view，而是在事務***次select時就生成read_view，后續不會再變更，直至當前事務結束。這樣可以有效避免不可重復讀，使得當前事務在整個事務過程中讀到的數據都保持一致。示意圖如下所示：
這個就很容易理解，三次查詢所使用的全局活躍事務列表都一樣，且都是***次生成的read_view，那之后查到的記錄必然和***次查到的記錄一致。
RR隔離級別能夠避免幻讀嗎?
如果對幻讀還不了解的話，可以參考該系列的***篇文章。如下圖所示，1號事務對針對id>1的過濾條件執行了三次查詢，2號事務執行了一次插入，插入的記錄剛好符合id>1這個條件。可以看出來，三次查詢得到的數據是一致的，這個是由RR隔離級別的MVCC機制保證的。這么看來，是避免了幻讀，但是在***1號事務在id=2處插入一條記錄，MySQL會返回Duplicate entry的錯誤，可見避免了幻讀是一種假象。
嚴格意義避免幻讀(技術解讀：當前讀使用Gap鎖避免幻讀)
之前提到的所有RR級別的select語句我們稱為快照讀，快照讀能夠保證不可重復讀，但并不能避免幻讀。于是MySQL又提出”當前讀”的概念，常見的當前讀語句有：
- select for update
- select lock in share mode
- update / delete
并且規定，RR級別下當前讀語句會給記錄加上一種特殊的鎖-Gap鎖，Gap鎖并不鎖定某個具體的記錄，而是鎖定記錄與記錄之間的間隔，保證這個間隔中不會插入新的其他記錄。下圖是一個示意圖：
上圖中1號事務首先執行了一個當前讀的select語句，這個語句會在 id > 0的所有間隔加上Gap鎖，接下來2號事務在id = 3處執行插入時系統就會返回Lock wait timeout execcded的異常。當然，其他事務可以在id <= 0的條件下插入成功，這沒問題。
Serializable (技術解讀：S鎖(讀)+X鎖(寫))
Serialization隔離級別是最嚴格的隔離級別，所有讀請求都會加上讀鎖，不分快照讀和當前讀，所有寫會加上寫鎖。當然，這種隔離級別的性能因為鎖開銷而相對最差。
MySQL事務持久性保證
MySQL事務持久化策略和HBase基本相同，但是涉及的組件相對比較多，主要有doublewrite、redo log以及binlog：
MySQL數據持久化(DoubleWrite)
實際上MySQL的真實數據寫入分為兩次寫入，一次寫入到一個稱為DoubleWrite的地方，寫成功之后再真實寫入數據所在磁盤。為什么要寫兩次?這是因為MySQL數據頁大小與磁盤一次原子操作大小不一致，有可能會出現部分寫入的情況，比如默認InnoDB數據頁大小為16K，而磁盤一次原子寫入大小為512字節(扇區大小)，這樣一個數據頁寫入需要多次IO，這樣一旦中間發生異常就會出現數據丟失。另外需要注意的是DoubleWrite性能并不會影響太大，因為寫入DoubleWrite是順序寫入，對性能影響來說不是很大。
redolog持久化策略(innodb_flush_log_at_trx_commit)
redolog是InnoDB的WAL，數據先寫入redolog并落盤，再寫入更新到bufferpool。redolog的持久化策略和HBase中hlog的持久化策略一致，默認為1，表示每次事務提交之后log就會持久化到磁盤;該值為0表示每隔1秒鐘左右由異步線程持久化到磁盤，這種情況下MySQL發生宕機有可能會丟失部分數據。該值為2表示每次事務提交之后log會flush到操作系統緩沖區，再由操作系統異步flush到磁盤，這種情況下MySQL發生宕機不會丟失數據，但機器宕機有可能會丟失部分數據。
binlog持久化策略(sync_binlog)
binlog作為Server層的日志系統，主要以events的形式順序紀錄了數據庫的各種操作，同時可以紀錄每次操作所花費的時間。在MySQL官方文檔上，主要介紹了Binlog的兩個最基本核心作用：備份和復制，因此binlog的持久化會一定程度影響數據備份和復制的完整性。和redo持久化策略相同，可取值有0，1，N。默認為0，表示寫入操作系統緩沖區，異步flush到磁盤。該值為1表示同步寫入磁盤。為N則表示每寫N次操作系統緩沖就執行一次刷新操作。
總結一下，本文是數據庫事務系列文章的第三篇，核心介紹了MySQL的單機跨行事務模型，其中對隔離性所涉及到的鎖技術、MVCC機制進行了比較詳細的說明。對事務原子性、持久性等相關特性也進行簡單的分析和說明。接著筆者將會帶大家一起聊聊分布式事務模型，看看和單機事務模型到底有何區別。
