事務是資料庫最為重要的機制之一，凡是使用過資料庫的人，都了解資料庫的事務機制，也對ACID四個基本特性如數家珍。但是聊起事務或者ACID的底層實作原理，往往言之不詳，不明是以。是以，今天我們就一起來分析和探讨InnoDB的事務機制，希望能建立起對事務底層實作原理的具體了解。
資料庫事務具有ACID四大特性。ACID是以下4個詞的縮寫：
原子性(atomicity)：事務最小工作單元，要麼全成功，要麼全失敗。
一緻性(consistency)：事務開始和結束後，資料庫的完整性不會被破壞。
隔離性(isolation)：不同僚務之間互不影響，四種隔離級别為RU(讀未送出)、RC(讀已送出)、RR(可重複讀)、SERIALIZABLE(串行化)。
持久性(durability)：事務送出後，對資料的修改是永久性的，即使系統故障也不會丢失。
下面，我們就以一個具體執行個體來介紹資料庫事務的原理，并介紹InnoDB是如何實作ACID四大特性的。
示例介紹
我們首先來看一下具體的示例。大家可以自己親自試驗一下，這樣了解和記憶都會更加深刻。
首先，使用如下的SQL語句建立兩張表，分别是goods和trade，代表貨物和交易。并向goods表中插入一條記錄，id為1的貨物數量為10。
CREATETABLEgoods(idINT,numINT,PRIMARYKEY(id));
CREATETABLEtrade(idINT,goods_idINT,user_idINT,PRIMARYKEY(id));
INSERTINTOgoodsVALUES(1,10);
然後打開終端，連接配接資料庫，開啟會話一，先用BEGIN顯示開啟一個事務。會話一先将goods表中id為1的貨物的數量減一，然後向trade表中添加一筆交易的記錄，最後使用COMMIT顯示送出事務。
而會話二則先查詢goods表中id為1的貨物數量，然後向trade表中添加一筆交易記錄，接着更新goods表中id為1的貨物的數量，最後使用ROLLBACK進行事務的復原。其中，兩個會話中執行的具體語句和先後順序如下圖所示。
這個示例可以展現資料庫事務的很多特性，我們一一來介紹。首先會話一的操作2更新了id為1的貨物的數量，但是會話二的操作5讀出來的數量仍然是10，這展現了事務的隔離性，使用InnoDB的多版本控制機制實作。
會話二的操作7也要更新同種貨物的數量，此時因為會話一的操作2已經更新了該貨物的數量，InnoDB已經鎖住了該記錄的行鎖，是以操作7會被阻塞，直到會話一COMMIT。但是會話一的操作4和會話二的操作7都是向trade表中插入記錄，後者卻不會因為前者而阻塞，因為二者插入的不是同一行記錄。鎖機制是一種常見的并發控制機制，它和多版本控制機制一起實作了InnoDB事務的隔離性，關于InnoDB鎖相關的具體内容可以參考InnoDB鎖的類型和狀态查詢和InnoDB行鎖算法。
會話一事務最終使用COMMIT送出了事務而會話二事務則使用ROLLBACK復原了整個事務，這展現了事務的原子性。即事務的一系列操作要麼全部執行(COMMIT)，要麼就全部不執行(ROLLBACK)，不存在隻執行一部分的情況。InnoDB使用事務日志系統來實作事務的原子性。這裡有的同學就會問了，如果中途連接配接斷開或者ServerCrash會怎麼樣。能怎麼樣，直接自動復原呗。
一旦會話一使用COMMIT操作送出事務成功後，那麼資料一定會被寫入到資料庫中并持久的存儲起來，這展現了事務的持久性。InnoDB使用redolog機制來實作事務的持久性。
而事務的一緻性比較難以了解，簡單的講在事務開始時，此時資料庫有一種狀态，這個狀态是所有的MySQL對象處于一緻的狀态，例如資料庫完整性限制正确，日志狀态一緻等。當事務送出後，這時資料庫又有了一個新的狀态，不同的資料，不同的索引，不同的日志等。但此時，限制，資料，索引，日志等MySQL各種狀态還是要保持一緻性。也就是說資料庫從一個一緻性的狀态，變到另一個一緻性的狀态。事務執行後，并沒有破壞資料庫的完整性限制。
下面我們就來詳細講解一下上述示例涉及的事務的ACID特性的具體實作原理。總結來說，事務的隔離性由多版本控制機制和鎖實作，而原子性、一緻性和持久性通過InnoDB的redolog、undolog和ForceLogatCommit機制來實作。
原子性，持久性和一緻性
原子性，持久性和一緻性主要是通過redolog、undolog和ForceLogatCommit機制機制來完成的。redolog用于在崩潰時恢複資料，undolog用于對事務的影響進行撤銷，也可以用于多版本控制。而ForceLogatCommit機制保證事務送出後redolog日志都已經持久化。
開啟一個事務後，使用者可以使用COMMIT來送出，也可以用ROLLBACK來復原。其中COMMIT或者ROLLBACK執行成功之後，資料一定是會被全部儲存或者全部復原到最初狀态的，這也展現了事務的原子性。但是也會有很多的異常情況，比如說事務執行中途連接配接斷開，或者是執行COMMIT或者ROLLBACK時發生錯誤，ServerCrash等，此時資料庫會自動進行復原或者重新開機之後進行恢複。
我們先來看一下redolog的原理，redolog顧名思義，就是重做日志，每次資料庫的SQL操作導緻的資料變化它都會記錄一下，具體來說，redolog是實體日志，記錄的是資料庫頁的實體修改操作。如果資料發生了丢失，資料庫可以根據redolog進行資料恢複。
InnoDB通過ForceLogatCommit機制實作事務的持久性，即當事務COMMIT時，必須先将該事務的所有日志都寫入到redolog檔案進行持久化之後，COMMIT操作才算完成。
當事務的各種SQL操作執行時，即會在緩沖區中修改資料，也會将對應的redolog寫入它所屬的緩存。當事務執行COMMIT時，與該事務相關的redolog緩沖必須都全部重新整理到磁盤中之後COMMIT才算執行成功。
redolog寫入磁盤時，必須進行一次作業系統的fsync操作，防止redolog隻是寫入了作業系統的磁盤緩存中。參數innodbflushlogattrx_commit可以控制redolog日志重新整理到磁盤的政策，它的具體作用可以查閱InnoDB的磁盤檔案及落盤機制
redolog全部寫入磁盤後事務就算COMMIT成功了，但是此時事務修改的資料還在記憶體的緩沖區中，稱其為髒頁，這些資料會依據檢查點(CheckPoint)機制擇時重新整理到磁盤中，然後删除相應的redolog，但是如果在這個過程中資料庫Crash了，那麼資料庫重新開機時，會依據redologfile将那些還在記憶體中未更新到磁盤上的資料進行恢複。
資料庫為了提高性能，資料頁在記憶體修改後并不是每次都會刷到磁盤上。而是引入checkpoint機制，擇時将資料頁落盤，checkpoint記錄之前的資料頁保證一定落盤了，這樣相關的redolog就沒有用了(由于InnoDBredologfile循環使用，這時這部分日志就可以被覆寫)，checkpoint之後的資料頁有可能落盤，也有可能沒有落盤，是以checkpoint之後的redologfile在崩潰恢複的時候還是需要被使用的。InnoDB會依據髒頁的重新整理情況，定期推進checkpoint，進而減少資料庫崩潰恢複的時間。檢查點的資訊在第一個日志檔案的頭部。
資料庫崩潰重新開機後需要從redolog中把未落盤的髒頁資料恢複出來，重新寫入磁盤，保證使用者的資料不丢失。當然，在崩潰恢複中還需要復原沒有送出的事務。由于復原操作需要undo日志的支援，undo日志的完整性和可靠性需要redo日志來保證，是以崩潰恢複先做redo恢複資料，然後做undo復原。
在事務執行的過程中，除了記錄redolog，還會記錄一定量的undolog。undolog記錄了資料在每個操作前的狀态，如果事務執行過程中需要復原，就可以根據undolog進行復原操作。
undolog的存儲不同于redolog，它存放在資料庫内部的一個特殊的段(segment)中，這個段稱為復原段。復原段位于共享表空間中。undo段中的以undopage為更小的組織機關。undopage和存儲資料庫資料和索引的頁類似。因為redolog是實體日志，記錄的是資料庫頁的實體修改操作。是以undolog的寫入也會産生redolog，也就是undolog的産生會伴随着redolog的産生，這是因為undolog也需要持久性的保護。如上圖所示，表空間中有復原段和葉節點段和非葉節點段，而三者都有對應的頁結構。
我們再來總結一下資料庫事務的整個流程，如下圖所示。
事務進行過程中，每次sql語句執行，都會記錄undolog和redolog，然後更新資料形成髒頁，然後redolog按照時間或者空間等條件進行落盤，undolog和髒頁按照checkpoint進行落盤，落盤後相應的redolog就可以删除了。此時，事務還未COMMIT，如果發生崩潰，則首先檢查checkpoint記錄，使用相應的redolog進行資料和undolog的恢複，然後檢視undolog的狀态發現事務尚未送出，然後就使用undolog進行事務復原。事務執行COMMIT操作時，會将本事務相關的所有redolog都進行落盤，隻有所有redolog落盤成功，才算COMMIT成功。然後記憶體中的資料髒頁繼續按照checkpoint進行落盤。如果此時發生了崩潰，則隻使用redolog恢複資料。
隔離性
InnoDB事務的隔離性主要通過多版本控制機制和鎖機制實作，具體可以參考多版本控制，InnoDB鎖的類型和狀态查詢和InnoDB行鎖算法三篇文章。