InnoDB 事務(wù)的實(shí)現(xiàn)
事務(wù)四大特性ACID
原子性(A)：事務(wù)中的操作要不全部執(zhí)行，要不全部不執(zhí)行寡喝。如果執(zhí)行到一半糙俗，宕機(jī)重啟，已執(zhí)行的一半要回滾回去
一致性(C)：各種約束條件拘荡，比如主鍵不能為空臼节、參照完整性
隔離性(I)：多個事務(wù)并發(fā)訪問時，事務(wù)之間是隔離的珊皿，一個事務(wù)不應(yīng)該影響其他事務(wù)的運(yùn)行效果
持久性(D)：一旦事務(wù)提交了网缝，數(shù)據(jù)不能丟。比如提交了蟋定，但是數(shù)據(jù)沒有刷到磁盤粉臊，宕機(jī)時，要保證將數(shù)據(jù)持久化到磁盤
InnoDB宕機(jī)時也保證數(shù)據(jù)的持久性和原子性驶兜，分為 3 個階段
實(shí)現(xiàn)前提：Checkpoint 機(jī)制
? 基于兩張表：活躍事務(wù)表和臟頁表扼仲，定時將這兩張表進(jìn)行拍快照，存到 redolog 中
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活躍事務(wù)表：存的是所有沒提交的事務(wù)集合抄淑，每條記錄由 事務(wù) ID + lastLSN(該事務(wù)的最后一條日志的 LSN屠凶，用于進(jìn)行回滾操作)
tx_id lastLSN -
臟頁表：當(dāng)前所有未刷到磁盤上的 Page 集合（包括提交和未提交的事務(wù)），每條記錄由 page_no 和 recoveryLSN(Page 第一次變成臟頁時的 LSN肆资，用于將后面的所有修改都刷磁盤)
page_no recoveryLSN
1. 分析階段：
- 找出哪些數(shù)據(jù)頁是臟頁：通過checkpoint 的臟頁表中的臟頁矗愧，遍歷 redoLog，將遇到的新 Page 加到臟頁集合（可能不是臟頁郑原，但是利用刷 page 的冪等性保障結(jié)果一致）
- 找出哪些事務(wù)沒提交：從 checkpoint 開始唉韭，假如活躍事務(wù)表的未提交事務(wù)的集合為 T1,T2夜涕，遍歷之后的 redoLog，發(fā)現(xiàn)有結(jié)束標(biāo)記的属愤，需要從集合刪除女器，如果是新事務(wù)并且沒有事務(wù)結(jié)束標(biāo)識，就加進(jìn)來住诸，得到最終未提交的事務(wù)
2. 進(jìn)行 Redo
? 從 redolog 中的最后一次 checkpoint 快照驾胆，從臟頁快照中的所有臟頁記錄中得到最小的 recoveryLSN，作為 firstLSN, 遍歷 redoLog只壳，將對于的 Page 全部刷一次磁盤（包括提交和未提交的 Page）俏拱，已提交的Page 重新刷磁盤不會有問題（冪等性：因為 Page 中記錄有個字段pageLSN最后一次修改的LSN，當(dāng)更新時發(fā)現(xiàn)請求的 LSN<=pageLSN,忽略）吼句。
? redo 后，可能會存在需要回滾的Page 數(shù)據(jù)（未提交的數(shù)據(jù)）事格，通過 Undo 進(jìn)行恢復(fù)
3. 進(jìn)行 Undo
? 通過分析階段找到未提交的集合惕艳，參考個最后一個日志逆序遍歷，生成逆向的 SQL 語句驹愚，在 redoLog 的尾部進(jìn)行追加远搪。（不存在物理的回滾，全部都是正向的 commit）
總結(jié)
- 通過 undo log + redo log + checkpoint（活躍事務(wù)表和臟表）實(shí)現(xiàn)事務(wù)的 原子性（A）+ 持久性（D）
- 通過 MVCC+ 鎖實(shí)現(xiàn)了事務(wù)的隔離性（I）和并發(fā)性
