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在面试中，面试官只要问mysql的acid，然后可以立马背出来八股文来（还有部分人估计都还回答不上来）。更可恶的是，有些面试官不按套路出牌，会继续问了，mysql到底是如何实现acid的呢？
蒙圈了吧，实话实说，这道题能劝退95%的人。
今天，本文主要探讨MySQL InnoDB 引擎下ACID的实现原理，对于诸如什么是事务，隔离级别的含义等基础知识不做过多阐述。
ACID
MySQL 作为一个关系型数据库，以最常见的 InnoDB 引擎来说，是如何保证 ACID 的。
（Atomicity）原子性： 事务是最小的执行单位，不允许分割。原子性确保动作要么全部完成，要么完全不起作用； （Consistency）一致性： 执行事务前后，数据保持一致； （Isolation）隔离性： 并发访问数据库时，一个事务不被其他事务所干扰。 （Durability）持久性: 一个事务被提交之后。对数据库中数据的改变是持久的，即使数据库发生故障。
隔离性
先说说隔离性，首先是四种隔离级别。
| 隔离级别 | 说明 |
|---|---|
| 读未提交 | 一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到 |
| 读提交 | 一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到 |
| 可重复读 | 一个事务中，对同一份数据的读取结果总是相同的，无论是否有其他事务对这份数据进行操作，以及这个事务是否提交。InnoDB默认级别。 |
| 串行化 | 事务串行化执行，每次读都需要获得表级共享锁，读写相互都会阻塞，隔离级别最高，牺牲系统并发性。 |
不同的隔离级别是为了解决不同的问题。也就是脏读、幻读、不可重复读。
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| 读未提交 | 可以出现 | 可以出现 | 可以出现 |
| 读提交 | 不允许出现 | 可以出现 | 可以出现 |
| 可重复读 | 不允许出现 | 不允许出现 | 可以出现 |
| 序列化 | 不允许出现 | 不允许出现 | 不允许出现 |
那么不同的隔离级别，隔离性是如何实现的，为什么不同事物间能够互不干扰？答案是 锁 和 MVCC。
锁
先来说说锁， MySQL 有多少锁。
粒度
从粒度上来说就是表锁、页锁、行锁。表锁有意向共享锁、意向排他锁、自增锁等。行锁是在引擎层由各个引擎自己实现的。但并不是所有的引擎都支持行锁，比如 MyISAM 引擎就不支持行锁。
行锁的种类
在 InnoDB 事务中，行锁通过给索引上的索引项加锁来实现。这意味着只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则将使用表锁。行级锁定同样分为两种类型：共享锁和排他锁，以及加锁前需要先获得的意向共享锁和意向排他锁。
共享锁：读锁，允许其他事务再加S锁，不允许其他事务再加X锁，即其他事务只读不可写。 select...lock in share mode加锁。排它锁：写锁，不允许其他事务再加S锁或者X锁。 insert、update、delete、for update加锁。
行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。
行锁的实现算法
Record Lock
单个行记录上的锁，总是会去锁住索引记录。
Gap Lock
间隙锁，想一下幻读的原因，其实就是行锁只能锁住行，但新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。所以加入间隙锁来解决幻读。
Next-Key Lock
Gap Lock + Record Lock, 左开又闭。
锁之于隔离性
大致介绍了下锁，可以看到。有了锁，当某事务正在写数据时，其他事务获取不到写锁，就无法写数据，一定程度上保证了事务间的隔离。但前面说，加了写锁，为什么其他事务也能读数据呢，不是获取不到读锁吗？
MVCC
前面说到，有了锁，当前事务没有写锁就不能修改数据，但还是能读的，而且读的时候，即使该行数据其他事务已修改且提交，还是可以重复读到同样的值。这就是MVCC，多版本的并发控制，Multi-Version Concurrency Control。
版本链
Innodb 中行记录的存储格式，有一些额外的字段：DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR。
DATA_TRX_ID：数据行版本号。用来标识最近对本行记录做修改的事务 id。 DATA_ROLL_PTR：指向该行回滚段的指针。该行记录上所有旧版本，在 undo log中都通过链表的形式组织。
undo log : 记录数据被修改之前的日志，后面会详细说。
ReadView
在每一条 SQL 开始的时候被创建，有几个重要属性：
trx_ids: 当前系统活跃(未提交)事务版本号集合。 low_limit_id: 创建当前 read view 时“当前系统最大事务版本号+1”。 up_limit_id: 创建当前read view 时“系统正处于活跃事务最小版本号” creator_trx_id: 创建当前read view的事务版本号；
开始查询
现在开始查询，一个 select 过来了，找到了一行数据。
DATA_TRX_ID
DATA_TRX_ID >= low_limit_id：
说明该数据是在当前read view 创建后才产生的，数据不显示。
不显示怎么办，根据 DATA_ROLL_PTR 从 undo log 中找到历史版本，找不到就空。 up_limit_id
low_limit_id ：就要看 隔离级别了。
RR 级别的幻读
有了锁和 MVCC , 事务的隔离性得到解决。这里要引申一下，默认的 RR 的级别，解决了幻读吗？幻读通常针对的是 INSERT, 不可重复度则针对 UPDATE 。
| 事物 1 | 事物 2 |
|---|---|
| begin | begin |
| select * from dept | |
| - | insert into dept(name) values("A") |
| - | commit |
| update dept set name="B" | |
| commit |
我们期望是
id name 1 A 2 B
实际却是
id name 1 B 2 B
其实在 MySQL 可重复读的隔离级别中并不是完全解决了幻读的问题，而是解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，就是说 MVCC 对于幻读的解决时不彻底的。
原子性
接着说说原子性。前文有提到 undo log ，回滚日志。隔离性的MVCC其实就是依靠它来实现的，原子性也是。实现原子性的关键，是当事务回滚时能够撤销所有已经成功执行的sql语句。
当事务对数据库进行修改时，InnoDB会生成对应的 undo log；如果事务执行失败或调用了 rollback，导致事务需要回滚，便可以利用 undo log 中的信息将数据回滚到修改之前的样子。undo log 属于逻辑日志，它记录的是sql执行相关的信息。当发生回滚时，InnoDB 会根据 undo log 的内容做与之前相反的工作：
对于每个 insert，回滚时会执行 delete； 对于每个 delete，回滚时会执行insert； 对于每个 update，回滚时会执行一个相反的 update，把数据改回去。
以update操作为例：当事务执行update时，其生成的undo log中会包含被修改行的主键(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、这些列在修改前后的值等信息，回滚时便可以使用这些信息将数据还原到update之前的状态。
持久性
Innnodb有很多 log，持久性靠的是 redo log。
一条SQL更新语句怎么运行
持久性肯定和写有关，MySQL 里经常说到的 WAL 技术，WAL 的全称是 Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘。就像小店做生意，有个粉板，有个账本，来客了先写粉板，等不忙的时候再写账本。
redo log
redo log 就是这个粉板，当有一条记录要更新时，InnoDB 引擎就会先把记录写到 redo log（并更新内存），这个时候更新就算完成了。在适当的时候，将这个操作记录更新到磁盘里面，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。
redo log 有两个特点：
大小固定，循环写 crash-safe
对于redo log 是有两阶段的：commit 和 prepare 如果不使用“两阶段提交”，数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致. 好了，先到这里，看看另一个。
Buffer Pool
InnoDB还提供了缓存，Buffer Pool 中包含了磁盘中部分数据页的映射，作为访问数据库的缓冲：
当读取数据时，会先从Buffer Pool中读取，如果Buffer Pool中没有，则从磁盘读取后放入Buffer Pool； 当向数据库写入数据时，会首先写入Buffer Pool，Buffer Pool中修改的数据会定期刷新到磁盘中。
Buffer Pool 的使用大大提高了读写数据的效率，但是也带了新的问题：如果MySQL宕机，而此时 Buffer Pool 中修改的数据还没有刷新到磁盘，就会导致数据的丢失，事务的持久性无法保证。
所以加入了 redo log。当数据修改时，除了修改Buffer Pool中的数据，还会在redo log记录这次操作；
当事务提交时，会调用fsync接口对redo log进行刷盘。
如果MySQL宕机，重启时可以读取redo log中的数据，对数据库进行恢复。
redo log采用的是WAL（Write-ahead logging，预写式日志），所有修改先写入日志，再更新到Buffer Pool，保证了数据不会因MySQL宕机而丢失，从而满足了持久性要求。而且这样做还有两个优点：
刷脏页是随机 IO，redo log 顺序 IO 刷脏页以Page为单位，一个Page上的修改整页都要写；而redo log 只包含真正需要写入的，无效 IO 减少。
binlog
说到这，可能会疑问还有个 bin log 也是写操作并用于数据的恢复，有啥区别呢。
层次：redo log 是 innoDB 引擎特有的，server 层的叫 binlog(归档日志) 内容：redolog 是物理日志，记录“在某个数据页上做了什么修改”；binlog 是逻辑日志，是语句的原始逻辑，如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ” 写入：redolog 循环写且写入时机较多，binlog 追加且在事务提交时写入
binlog 和 redo log
对于语句 update T set c=c+1 where ID=2;
执行器先找引擎取 ID=2 这一行。ID 是主键，直接用树搜索找到。如果 ID = 2 这一行所在数据页就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要先从磁盘读入内存，再返回。 执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上 1，N+1，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据。 引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到 redo log 里面，此时 redo log 处于 prepare 状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务。 执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。 执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的 redo log 改成提交（commit）状态，更新完成
为什么先写 redo log 呢 ？
先 redo 后 bin : binlog 丢失，少了一次更新，恢复后仍是0。 先 bin 后 redo : 多了一次事务，恢复后是1。
一致性
一致性是事务追求的最终目标，前问所诉的原子性、持久性和隔离性，其实都是为了保证数据库状态的一致性。当然，上文都是数据库层面的保障，一致性的实现也需要应用层面进行保障。
也就是你的业务，比如购买操作只扣除用户的余额，不减库存，肯定无法保证状态的一致。
总结
MySQL 都很熟， ACID 也知道是个啥，但 MySQL 的 ACID 怎么实现的？
有时候，就像你知道了有 undo log、redo log 但可能并不太清楚为什么有，当知道了设计的目的，了解起来就会更加清晰了。
