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事务

事务分类

事务通常可分为如下类型：

• 扁平事务(flat transaction)
• 带保存点的扁平事务(flat transaction with savepoints)
• 链事务(chained transaction)
• 嵌套事务(nested transaction)
• 分布式事务(distributed transaction)

扁平事务

扁平事务为最常用的事务，在扁平事务中，所有操作都处于统一层次，其由begin work开始，并由commit work或rollback work结束。

扁平事务的操作是原子的，要么都提交，要么都回滚。

带有保存点的扁平事务

对于带有保存点的扁平事务，其支持在事务执行过程中回滚到同一事务中较早的一个状态。

在事务执行过程中，可能并不希望所有的操作都回滚，放弃所有操作的代价可能太大。通过保存点，可以记住事务当前的状态，在后续发生错误后，事务能够回到保存点当时的状态。

相较于扁平事务只能够全部回滚，带保存点的扁平事务能够回滚到保存点时的状态。

保存点可以通过save work来创建，使用示例如下所示

链事务

可视为保存点事务的一个变种。在使用带保存点的事务时，如果系统发生崩溃，那么所有的保存点都会消失。在后续重启进行恢复时，事务需要从开始处重新执行，而不是从最近的一个保存点开始执行。

若事务在数据库未提交时发生崩溃，那么在数据库再次重启执行recovery操作时，会对未提交的事务进行回滚，即使之前事务存在保存点，也会全部回滚

链事务的思想是，当提交事务时，释放不必要的数据对象，将必要的上下文隐式传递给下一个要开始的事务。提交事务和开始下一个事务操作必须为原子操作，下一个事务必须徐要能看到上一个事务的结果，示例如下：

和带保存点的扁平事务不同的是，带保存点的扁平事务能够回滚到任意正确的保存点，而链事务只能回滚当前事务。

且链事务和带保存点的扁平事务，对于锁的处理也不同：

• 链事务：对于每个事务，commit后释放持有的锁
• 带保存点的扁平事务：在整个事务提交前，不会释放持有的锁

嵌套事务

嵌套事务为一个层次结构框架，由顶层事务控制各个层次的事务。嵌套在顶层事务中的事务被称为子事务。

如下为Moss理论嵌套事务的定义：

• 嵌套事务是由若干事务组成的一颗树，子树既可以是嵌套事务，又可以是扁平事务
• 处在叶子节点的事务是扁平事务
• 位于根节点的事务被称为顶层事务，其他事务被称为子事务，事务的predecessor被称为父事务，事务的下一层事务被称为子事务
• 子事务既可以提交又可以回滚，但是子事务的提交并不会立马生效，除非其父事务已经被提交。任何子事务都在顶层事务提交后才真正提交
• 树中任何一个事务的回滚会引其所有子事务都一起回滚

在Moss理论中，实际工作被交由叶子节点来完成，只有叶子节点的事务才能够访问数据库，发送消息，获取其他类型的资源。高层事务仅仅负责逻辑控制，即负责何时调用相关子事务。

即使一个系统不支持嵌套事务，也可以通过保存点技术来模拟嵌套事务。

savepoint和嵌套事务区别

在使用保存点来模拟嵌套事务时，在锁持有方面和嵌套事务有差别。

• 嵌套事务：在使用嵌套事务时，不同子事务在数据库持有的锁不同
• 保存点：在通过保存点来模拟嵌套事务时，用户无法选择哪些锁被哪些子事务继承，无论有多少个保存点，所有的锁都可以得到访问

分布式事务

通常是在分布式环境运行的扁平事务，需要访问网络中的不同节点。

分布式事务同样需要满足ACID的特性，要么都发生，要么都不发生。

对于innodb存储引擎，其支持扁平事务、带有保存点的扁平事务、链事务、分布式事务。innodb并不原生支持嵌套事务，单可以通过带保存点的事务来模拟串行的嵌套事务。

事务实现

对于事务的ACID特性，其实现如下：

• I(隔离性)：事务隔离性通过锁来实现
• A(原子性), D(持久性)：事务的原子性和持久性可以通过redo log来实现
• C(一致性):事务一致性通过undo log来实现

redo

redo log（重做日志）用于实现事务的持久性，其由两部分组成：

• 内存中的重做日志缓冲（redo log buffer）
• 磁盘中的重做日志文件（redo log file）

redo log persists before transaction committed

innodb存储引擎支持事务，其通过force log at commit机制实现事务的持久性，即当事务提交时，必须先将该事务的所有日志写入到磁盘的日志文件中进行持久化，直到该过程完成后事务才提交完成。

上述描述中提交时将事务所有日志写入到磁盘的日志文件中，这句话中日志代表redo log 和 undo log。

• redo log用于保证事务持久性
• undo log用于帮助事务回滚，也用于mvcc功能

redo log和undo log比较

• redo log在mysql server运行时，只会被顺序的写入，server运行时并不会被读取
• undo log则不同，在server运行时可能需要对事务进行回滚或执行mvcc操作，此时可能需要对undo log文件进行随机读写

redo log和binlog的比较

binglog通常用于对数据库进行point in time形式的恢复（从某个时间点起恢复数据）以及主从复制；但是，binlog和redo log的差别如下：

• binlog针对的是mysql数据库级别，不止用于innodb，还用于其他存储引擎
• redo log属于innodb存储引擎级别
• binlog实际记录的是对应sql语句，属于逻辑日志
• redo log实际记录的格式则是物理格式，具体为针对某个页面的物理修改

redo log和 bin log日志写入磁盘的时机也有所不同：

• bin log仅在事务提交后才进行一次写入
• redo log在事务执行过程中也可能发生写入（redo log buffer满后会写入到磁盘中），故而，redo log file中同一事务写入的redo log内容可能并非是连续的，多个事务在写入redo log时可能会交叉写入

innodb_flush_log_at_trx_commit

参数innodb_flush_log_at_trx_commit用于控制redo log/ undo log刷新到磁盘的策略，该参数默认值为1，即事务提交时刷新日志到磁盘。除了默认值之外，还可以为该参数设置如下值：

• 0： 事务提交时不刷新日志到磁盘，仅在master thread中刷新日志到磁盘，master thread中刷新操作每秒触发一次
• 2：事务提交时刷新日志，但是仅将日志写入到文件系统的缓存中，并不进行fsync操作

将innodb_flush_log_at_trx_commit参数设置为0或2虽然可以在一定幅度上提高性能，但是会丧失数据库的ACID特性。

log block

在innodb中，redo都是以512字节的大小为单位进行存储的，即redo log buffer、redo log file都是以block的形式进行保存，block的大小为512字节。

block & atomic

若针对相同的页，redo log的大小大于512字节，那么其会被分割为多个block进行存储。且由于redo log block的大小和磁盘扇区相同，故而在将block时，无需使用double write机制，针对特定的block，起写入为原子的，要么写入成功要么写入失败，不会像页（page）一样存在dirty的情况。

redo log block中包含的内容除了日志本身外，还包含log block header和log block tailer内容。log block header + log block content + log block tailer合计占用512字节，其中，各部分大小如下：

• log block header: 12字节大小
• log block content: 492字节大小
• log block tailer: 8字节大小

如上所示，每个redo log block可实际存储的内容大小为492字节。

log block header

log block header大小为12字节，由如下部分组成：

• LOG_BLOCK_HDR_NO: 占用4字节
• LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN: 占用2字节
• LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP: 占用2字节
• LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO: 占用4字节

LOG_BLOCK_HDR_NO

log buffer由log block所组成，可以将log buffer看作是log block的数组，故而，log block header中LOG_BLOCK_HDR_NO起代表当前block在buffer中的位置。

LOG_BLOCK_HDR_NO由于表示的是log buffer中的数组小标，故而可知LOG_BLOCK_HDR_NO其是递增的，并且可以循环使用。LOG_BLOCK_HDR_NO的大小为4字节，但是其首位用作flush bit，故而，其可表示的最大长度为2^31 bytes = 2GiB。

LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN

LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN大小为2字节，代表log block所占用的大小，当log block被写满时，该值为0x200，表示当前log block使用完block中所有的可用空间，即log block的大小为512字节。

LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP

LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP占用2个字节，表示log block中第一个日志所处的偏移量。

LOG_BLOCK-FIRST_REC_GROUP的取值可能存在如下场景：

• 该值大小和LOG_BLOCK_HDR_DATA_LEN相同，则代表当前block中不包含新的日志

下图表示事务T1的重做日志占用762字节，事务T2的重做日志占用100字节的场景。

由于每个block中最多只能保存492字节的数据，故而T1事务的762字节需要分布在两个block中，第一个block保存492字节的数据，第二个block中保存剩余270字节的数据。

• 其中，左侧的block，其LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP值为12，代表第一个record开始的位置紧接在log block header之后
• 而右侧的block，其LOG_BLOCK_FIRST_REC_GROUP的值为12 + 270 = 282 bytes。在存放第一条record之前，不仅有log block header对应的12字节，还有之前T1剩余日志的270字节

LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO

LOG_BLOCK_CHECKPOINT_NO占用4字节大小，代表log block最后被写入时的检查点第四字节的值。

LSN（log sequence number）为一个全局唯一且单调递增的64位数字，当发生数据修改时，redo log内容会增加，此时LSN也会增加。

CHECKPOINT则是一个LSN值，同样为64位整数，代表位于CHECKPOINT之前所有的修改已经被持久化到数据库中，位于CHECKPOINT之前的redo log内容可以被安全的覆盖。