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在维基百科中，对事务的定义是：事务是数据库管理系统(DBMS)执行过程中的一个逻辑单位，由一个有限的数据库操作序列构成。

事务的四大特性

事务包含四大特性，即原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation）和持久性（Durability）(ACID)。

1. 原子性（Atomicity） 原子性是指对数据库的一系列操作，要么全部成功，要么全部失败，不可能出现部分成功的情况。以转账场景为例，一个账户的余额减少，另一个账户的余额增加，这两个操作一定是同时成功或者同时失败的。
2. 一致性（Consistency） 一致性是指数据库的完整性约束没有被破坏，在事务执行前后都是合法的数据状态。这里的一致可以表示数据库自身的约束没有被破坏，比如某些字段的唯一性约束、字段长度约束等等；还可以表示各种实际场景下的业务约束，比如上面转账操作，一个账户减少的金额和另一个账户增加的金额一定是一样的。
3. 隔离性（Isolation） 隔离性指的是多个事务彼此之间是完全隔离、互不干扰的。隔离性的最终目的也是为了保证一致性。
4. 持久性（Durability） 持久性是指只要事务提交成功，那么对数据库做的修改就被永久保存下来了，不可能因为任何原因再回到原来的状态。

事务的状态

根据事务所处的不同阶段，事务大致可以分为以下5个状态：

1. 活动的（active） 当事务对应的数据库操作正在执行过程中，则该事务处于 活动 状态。
2. 部分提交的（partially committed） 当事务中的最后一个操作执行完成，但还未将变更刷新到磁盘时，则该事务处于 部分提交 状态。
3. 失败的（failed） 当事务处于 活动 或者 部分提交 状态时，由于某些错误导致事务无法继续执行，则事务处于 失败 状态。
4. 中止的（aborted） 当事务处于 失败 状态，且回滚操作执行完毕，数据恢复到事务执行之前的状态时，则该事务处于 中止 状态。
5. 提交的（committed） 当事务处于 部分提交 状态，并且将修改过的数据都同步到磁盘之后，此时该事务处于 提交 状态。

事务隔离级别

前面提到过，事务必须具有隔离性。实现隔离性最简单的方式就是不允许事务并发，每个事务都排队执行，但是这种方式性能实在太差了。为了兼顾事务的隔离性和性能，事务支持不同的隔离级别。

为了方便表述后续的内容，我们先建一张示例表hero。

CREATE TABLE hero ( number INT, name VARCHAR(100), country varchar(100), PRIMARY KEY (number)) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

事务并发执行遇到的问题

在事务并发执行时，如果不进行任何控制，可能会出现以下4类问题：

• 脏写（Dirty Write）

  脏写是指一个事务修改了其它事务未提交的数据

  。

  

  如上图，

  Session A

  和

  Session B

  各开启了一个事务，

  Session B

  中的事务先将

  number

  列为1的记录的

  name

  列更新为'关羽'，然后

  Session A

  中的事务接着又把这条

  number

  列为1的记录的

  name

  列更新为张飞。如果之后

  Session B

  中的事务进行了回滚，那么

  Session A

  中的更新也将不复存在，这种现象就称之为脏写。

• 脏读（Dirty Read）

  脏读是指一个事务读到了其它事务未提交的数据。

  

  如上图，

  Session A

  和

  Session B

  各开启了一个事务，

  Session B

  中的事务先将

  number

  列为1的记录的

  name

  列更新为

  '关羽'

  ，然后

  Session A

  中的事务再去查询这条

  number

  为1的记录，如果读到列

  name

  的值为

  '关羽'

  ，而

  Session B

  中的事务稍后进行了回滚，那么

  Session A

  中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象就称之为

  脏读。

• 不可重复读（Non-Repeatable Read）

  不可重复读指的是在一个事务执行过程中，读取到其它事务已提交的数据，导致两次读取的结果不一致。

  

  如上图，我们在

  Session B

  中提交了几个隐式事务(mysql会自动为增删改语句加事务)，这些事务都修改了

  number

  列为1的记录的列

  name

  的值，每次事务提交之后，如果

  Session A中

  的事务都可以查看到最新的值，这种现象也被称之为

  不可重复读。

• 幻读（Phantom）

  幻读是指的是在一个事务执行过程中，读取到了其他事务新插入数据，导致两次读取的结果不一致。

  

  如上图，

  Session A

  中的事务先根据条件

  number > 0

  这个条件查询表

  hero

  ，得到了

  name

  列值为

  '刘备'

  的记录；之后

  Session B

  中提交了一个隐式事务，该事务向表

  hero

  中插入了一条新记录；之后

  Session A

  中的事务再根据相同的条件

  number > 0

  查询表

  hero

  ，得到的结果集中包含

  Session B

  中的事务新插入的那条记录，这种现象也被称之为幻读。

不可重复读和幻读的区别在于不可重复读是读到的是其他事务修改或者删除的数据，而幻读读到的是其它事务新插入的数据。

脏写的问题太严重了，任何隔离级别都必须避免。其它无论是脏读，不可重复读，还是幻读，它们都属于数据库的读一致性的问题，都是在一个事务里面前后两次读取出现了不一致的情况。

四种隔离级别

在SQL标准中设立了4种隔离级别，用来解决上面的读一致性问题。不同的隔离级别可以解决不同的读一致性问题。

• READ UNCOMMITTED ：未提交读。
• READ COMMITTED ：已提交读。
• REPEATABLE READ ：可重复读。
• SERIALIZABLE ：串行化。

各个隔离级别下可能出现的读一致性问题如下：

InnoDB支持四个隔离级别（和SQL标准定义的基本一致）。隔离级别越高，事务的并发度就越低。唯一的区别就在于，InnoDB 在可重复读（REPEATABLE READ）的级别就解决了幻读的问题。这也是InnoDB使用可重复读 作为事务默认隔离级别的原因。

日志是mysql数据库的重要组成部分，记录着数据库运行期间各种状态信息。mysql日志主要包括错误日志、查询日志、慢查询日志、事务日志、二进制日志几大类。作为开发，我们重点需要关注的是二进制日志(binlog)和事务日志(包括redo log和undo log)，本文接下来会详细介绍这三种日志。

binlog

binlog用于记录数据库执行的写入性操作(不包括查询)信息，以二进制的形式保存在磁盘中。binlog是mysql的逻辑日志，并且由Server层进行记录，使用任何存储引擎的mysql数据库都会记录binlog日志。

逻辑日志：可以简单理解为记录的就是sql语句。

物理日志：因为mysql数据最终是保存在数据页中的，物理日志记录的就是数据页变更。

binlog是通过追加的方式进行写入的，可以通过max_binlog_size参数设置每个binlog文件的大小，当文件大小达到给定值之后，会生成新的文件来保存日志。

binlog使用场景

在实际应用中，binlog的主要使用场景有两个，分别是主从复制和数据恢复。

1. 主从复制：在 Master端开启 binlog，然后将 binlog发送到各个 Slave端， Slave端重放 binlog从而达到主从数据一致。
2. 数据恢复：通过使用 mysqlbinlog工具来恢复数据。

binlog刷盘时机

对于InnoDB存储引擎而言，只有在事务提交时才会记录biglog，此时记录还在内存中，那么biglog是什么时候刷到磁盘中的呢？mysql通过sync_binlog参数控制biglog的刷盘时机，取值范围是0-N：

• 0：不去强制要求，由系统自行判断何时写入磁盘；
• 1：每次 commit的时候都要将 binlog写入磁盘；
• N：每N个事务，才会将 binlog写入磁盘。

从上面可以看出，sync_binlog最安全的是设置是1，这也是MySQL 5.7.7之后版本的默认值。但是设置一个大一些的值可以提升数据库性能，因此实际情况下也可以将值适当调大，牺牲一定的一致性来获取更好的性能。

binlog日志格式

binlog日志有三种格式，分别为STATMENT、ROW和MIXED。

在 MySQL 5.7.7之前，默认的格式是STATEMENT，MySQL 5.7.7之后，默认值是ROW。日志格式通过binlog-format指定。

• STATMENT  基于SQL语句的复制(statement-based replication, SBR)，每一条会修改数据的sql语句会记录到binlog中。优点： 不需要记录每一行的变化，减少了binlog日志量，节约了IO, 从而提高了性能；缺点： 在某些情况下会导致主从数据不一致，比如执行sysdate()、slepp()等。
• ROW  基于行的复制(row-based replication, RBR)，不记录每条sql语句的上下文信息，仅需记录哪条数据被修改了。优点： 不会出现某些特定情况下的存储过程、或function、或trigger的调用和触发无法被正确复制的问题；缺点： 会产生大量的日志，尤其是alter table的时候会让日志暴涨
• MIXED  基于STATMENT和ROW两种模式的混合复制(mixed-based replication, MBR)，一般的复制使用STATEMENT模式保存binlog，对于STATEMENT模式无法复制的操作使用ROW模式保存binlog

redo log

为什么需要redo log

我们都知道，事务的四大特性里面有一个是一致性，具体来说就是只要事务提交成功，那么对数据库做的修改就被永久保存下来了，不可能因为任何原因再回到原来的状态。那么mysql是如何保证一致性的呢？最简单的做法是在每次事务提交的时候，将该事务涉及修改的数据页全部刷新到磁盘中。但是这么做会有严重的性能问题，主要体现在两个方面：

1. 因为 Innodb是以 页为单位进行磁盘交互的，而一个事务很可能只修改一个数据页里面的几个字节，这个时候将完整的数据页刷到磁盘的话，太浪费资源了！
2. 一个事务可能涉及修改多个数据页，并且这些数据页在物理上并不连续，使用随机IO写入性能太差！

因此mysql设计了redo log，具体来说就是只记录事务对数据页做了哪些修改，这样就能完美地解决性能问题了(相对而言文件更小并且是顺序IO)。

redo log基本概念

redo log包括两部分：一个是内存中的日志缓冲(redo log buffer)，另一个是磁盘上的日志文件(redo log file)。mysql每执行一条DML语句，先将记录写入redo log buffer，后续某个时间点再一次性将多个操作记录写到redo log file。这种先写日志，再写磁盘的技术就是MySQL里经常说到的WAL(Write-Ahead Logging) 技术。

在计算机操作系统中，用户空间(user space)下的缓冲区数据一般情况下是无法直接写入磁盘的，中间必须经过操作系统内核空间(kernel space)缓冲区(OS Buffer)。因此，redo log buffer写入redo log file实际上是先写入OS Buffer，然后再通过系统调用fsync()将其刷到redo log file中，过程如下：

mysql支持三种将redo log buffer写入redo log file的时机，可以通过innodb_flush_log_at_trx_commit参数配置，各参数值含义如下：

redo log记录形式

前面说过，redo log实际上记录数据页的变更，而这种变更记录是没必要全部保存，因此redo log实现上采用了大小固定，循环写入的方式，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。如下图：

同时我们很容易得知，在innodb中，既有redo log需要刷盘，还有数据页也需要刷盘，redo log存在的意义主要就是降低对数据页刷盘的要求。在上图中，write pos表示redo log当前记录的LSN(逻辑序列号)位置，check point表示数据页更改记录刷盘后对应redo log所处的LSN(逻辑序列号)位置。write pos到check point之间的部分是redo log空着的部分，用于记录新的记录；check point到write pos之间是redo log待落盘的数据页更改记录。当write pos追上check point时，会先推动check point向前移动，空出位置再记录新的日志。

启动innodb的时候，不管上次是正常关闭还是异常关闭，总是会进行恢复操作。因为redo log记录的是数据页的物理变化，因此恢复的时候速度比逻辑日志(如binlog)要快很多。重启innodb时，首先会检查磁盘中数据页的LSN，如果数据页的LSN小于日志中的LSN，则会从checkpoint开始恢复。还有一种情况，在宕机前正处于checkpoint的刷盘过程，且数据页的刷盘进度超过了日志页的刷盘进度，此时会出现数据页中记录的LSN大于日志中的LSN，这时超出日志进度的部分将不会重做，因为这本身就表示已经做过的事情，无需再重做。

redo log与binlog区别

由binlog和redo log的区别可知：binlog日志只用于归档，只依靠binlog是没有crash-safe能力的。但只有redo log也不行，因为redo log是InnoDB特有的，且日志上的记录落盘后会被覆盖掉。因此需要binlog和redo log二者同时记录，才能保证当数据库发生宕机重启时，数据不会丢失。

undo log

数据库事务四大特性中有一个是原子性，具体来说就是 原子性是指对数据库的一系列操作，要么全部成功，要么全部失败，不可能出现部分成功的情况。实际上，原子性底层就是通过undo log实现的。undo log主要记录了数据的逻辑变化，比如一条INSERT语句，对应一条DELETE的undo log，对于每个UPDATE语句，对应一条相反的UPDATE的undo log，这样在发生错误时，就能回滚到事务之前的数据状态。同时，undo log也是MVCC(多版本并发控制)实现的关键，这部分内容在面试中的老大难-mysql事务和锁，一次性讲清楚！中有介绍，不再赘述。

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