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介绍事务怎么用后，下面探讨事务的实现原理。事务有ACID四个核心属性：
A：原子性。事务要么不执行，要么完全执行。如果执行到一半，宕机重启，已执行的一半要回滚回去。
C：一致性。各种约束条件，比如主键不能为空、参照完整性等。
I：隔离性。隔离性和并发性密切相关，因为如果事务全是串行的（第四个隔离级别），也不需要隔离。
D：持久性。这个很容易理解，一旦事务提交了，数据就不能丢。
在这四个属性中，D比较容易，C主要是由上层的各种规则来约束，也相对简单。而A和I牵涉并发问题、崩溃恢复的问题，将是讨论的重点。
说到事务的实现原理，会追溯到ARIES算法理论，ARIES（Algorithms for Recovery AndIsolation Expoliting Semantics）是20世纪90年代由IBM的几位研究员提出的一个算法集，主论文是ARIES: A TransactionRecovery Method Supporting Fine-Granularity Locking and Partial Rollbacks UsingWrite-Ahead Loggging。ARIES的思想影响深远，现代的关系型数据库（DB2、MySQL、InnoDB、SQL Server、Oracle）在事务实现的很多方面都吸收了该思想，在大学的教科书上如果讲到事务的实现，也都会介绍AREIS方法。
接下来，就以InnoDB为背景，分析事务的ACID其中的三个属性（A、I、D）是如何实现的。先从最简单的D开始（I/O问题），然后是A，最后讨论I。
6.5.1 Write-Ahead
一个事务要修改多张表的多条记录，多条记录分布在不同的Page里面，对应到磁盘的不同位置。如果每个事务都直接写磁盘，一次事务提交就要多次磁盘的随机I/O，性能达不到要求。怎么办呢？不写磁盘，在内存中进行事务提交。然后再通过后台线程，异步地把内存中的数据写入到磁盘中。但有个问题：机器宕机，内存中的数据还没来得及刷盘，数据就丢失了。
为此，就有了Write-aheadLog的思路：先在内存中提交事务，然后写日志（所谓的Write-ahead Log），然后后台任务把内存中的数据异步刷到磁盘。日志是顺序地在尾部Append，从而也就避免了一个事务发生多次磁盘随机I/O的问题。明明是先在内存中提交事务，后写的日志，为什么叫作Write-Ahead呢？这里的Ahead，其实是指相对于真正的数据刷到磁盘，因为是先写的日志，后把内存数据刷到磁盘，所以叫Write-Ahead Log。
内存操作数据 +Write-Ahead Log的这种思想非常普遍，后面讲LSM树的时候，还会再次提到这个思想。在多备份一致性中，复制状态机的模型也是基于此。
具体到InnoDB中，Write-Ahead Log是Redo Log。在InnoDB中，不光事务修改的数据库表数据是异步刷盘的，连Redo Log的写入本身也是异步的。如图6-7所示，在事务提交之后，Redo Log先写入到内存中的Redo Log Buffer中，然后异步地刷到磁盘上的Redo Log。
为此，InnoDB有个关键的参数innodb_flush_log_at_trx_commit控制Redo Log的刷盘策略，该参数有三个取值：
0：每秒刷一次磁盘，把Redo Log Buffer中的数据刷到Redo Log（默认为0）。
1：每提交一个事务，就刷一次磁盘（这个最安全）。
2：不刷盘。然后根据参数innodb_flush_log_at_timeout设置的值决定刷盘频率。
很显然，该参数设置为0或者2都可能丢失数据。设置为1最安全，但性能最差。InnoDB设置此参数，也是为了让应用在数据安全性和性能之间做一个权衡。
图6-7 Redo Log的异步刷盘示意图
6.5.2 Redo Log的逻辑与物理结构
知道了Redo Log的基本设计思想，下面来看Redo Log的详细结构。
从逻辑上来讲，日志就是一个无限延长的字节流，从数据库安装好并启动的时间点开始，日志便源源不断地追加，永无结束。
但从物理上来讲，日志不可能是一个永不结束的字节流，日志的物理结构和逻辑结构，有两个非常显著的差异点：
（1）磁盘的读取和写入都不是按一个个字节来处理的，磁盘是“块”设备，为了保证磁盘的I/O效率，都是整块地读取和写入。对于Redo Log来说，就是Redo Log Block，每个Redo Log Block是512字节。为什么是512字节呢？因为早期的磁盘，一个扇区（最细粒度的磁盘存储单位）就是存储512字节数据。
（2）日志文件不可能无限制膨胀，过了一定时期，之前的历史日志就不需要了，通俗地讲叫“归档”，专业术语是Checkpoint。所以Redo Log其实是一个固定大小的文件，循环使用，写到尾部之后，回到头部覆写（实际Redo Log是一组文件，但这里就当成一个大文件，不影响对原理的理解）。之所以能覆写，因为一旦Page数据刷到磁盘上，日志数据就没有存在的必要了。
图6-8展示了Redo Log逻辑与物理结构的差异，LSN（Log Sequence Number）是逻辑上日志按照时间顺序从小到大的编号。在InnoDB中，LSN是一个64位的整数，取的是从数据库安装启动开始，到当前所写入的总的日志字节数。实际上LSN没有从0开始，而是从8192开始，这个是InnoDB源代码里面的一个常量LOG_START_LSN。因为事务有大有小，每个事务产生的日志数据量是不一样的，所以日志是变长记录，因此LSN是单调递增的，但肯定不是呈单调连续递增。
图6-8 Redo Log逻辑结构与物理结构的差异
物理上面，一个固定的文件大小，每512个字节一个Block，循环使用。显然，很容易通过LSN换算出所属的Block。反过来，给定Redo Log，也很容易算出第一条日志在什么位置。假设在Redo Log中，从头到尾所记录的LSN依次如下所示：
(200，289，378，478，30，46，58，69，129)
很显然，第1条日志是30，最后1条日志是478，30以前的已经被覆盖。
6.5.3 Physiological Logging
知道了Redo Log的整体结构，下面进一步来看每个Log Block里面Log的存储格式。这个问题很关键，是数据库事务实现的一个核心点。
(1)记法1。类似Binlog的statement格式，记原始的SQL语句，insert/delete/update。
(2) 记法2。类似Binlog的RAW格式，记录每张表的每条记录的修改前的值、修改后的值，类似（表，行，修改前的值，修改后的值）。
(3) 记法3。记录修改的每个Page的字节数据。由于每个Page有16KB，记录这16KB里哪些部分被修改了。一个Page如果被修改了多个地方，就会有多条物理日志，如下所示：
（Page ID，offset1，len1，改之前的值，改之后的值）
（Page ID，offset2，len2，改之前的值，改之后的值）
前两种记法都是逻辑记法；第三种是物理记法。Redo Log采用了哪种记法呢？它采用了逻辑和物理的综合体，就是先以Page为单位记录日志，每个Page里面再采取逻辑记法（记录Page里面的哪一行被修改了）。这种记法有个专业术语，叫PhysiologicalLogging。
要搞清楚为什么要采用PhysiologicalLogging，就得知道逻辑日志和物理日志的对应关系：
（1）一条逻辑日志可能产生多个Page的物理日志。比如往某个表中插入一条记录，逻辑上是一条日志，但物理上可能会操作两个以上的Page？为什么呢，因为一个表可能有多个索引，每个索引都是一颗B+树，插入一条记录，同时更新多个索引，自然可能修改多个Page。
如果Redo Log采用逻辑日志的记法，一条记录牵涉的多个Page写到一半系统宕机了，要恢复的时候很难知道到底哪个Page写成功了，哪个失败了。
（2）即使1条逻辑日志只对应一个Page，也可能要修改这个Page的多个地方。因为一个Page里面的记录是用链表串联的，所以如果在中间插入一条记录，不仅要插入数据，还要修改记录前后的链表指针。对应到Page就是多个位置要修改，会产生多条物理日志。
所以纯粹的逻辑日志宕机后不好恢复；物理日志又太大，一条逻辑日志就可能对应多条物理日志。Physiological Logging综合了两种记法的优点，先以Page为单位记录日志，在每个Page里面再采用逻辑记法。
6.5.4 I/O写入的原子性（Double Write）
要实现事务的原子性，先得考虑磁盘I/O的原子性。一个LogBlock是512个字节。假设调用操作系统的一次Write，往磁盘上写入一个Log Block（512个字节），如果写到一半机器宕机后再重启，请问写入成功的字节数是0，还是[0，512]之间的任意一个数值？
这个问题的答案并不唯一，可能与操作系统底层和磁盘的机制有关，如果底层实现了512个字节写入的原子性，上层就不需要做什么事情；否则，在上层就需要考虑这个问题。假设底层没有保证512个字节的原子性，可以通过在日志中加入checksum解决。通过checksum能判断出宕机之后重启，一个Log Block是否完整。如果不完整，就可以丢弃这个LogBlock，对日志来说，就是做截断操作。
除了日志写入有原子性问题，数据写入的原子性问题更大。一个Page有16KB，往磁盘上刷盘，如果刷到一半系统宕机再重启，请问这个Page是什么状态？在这种情况下，Page既不是一个脏的Page，也不是一个干净的Page，而是一个损坏的Page。既然已经有Redo Log了，不能用Redo Log恢复这个Page吗？
因为Redo Log也恢复不了。因为Redo Log是Physiological Logging，里面只是一个对Page的修改的逻辑记录，Redo Log记录了哪个地方修改了，但不知道哪个地方损坏了。另外，即使为这个Page加了checksum，也只能判断出Page损坏了，只能丢弃，但无法恢复数据。有两个解决办法：
（1）让硬件支持16KB写入的原子性。要么写入0个字节，要么16KB全部成功。
（2）Doublewrite。把16KB写入到一个临时的磁盘位置，写入成功后再拷贝到目标磁盘位置。
这样，即使目标磁盘位置的16KB因为宕机被损坏了，还可以用备份去恢复。
Redo Log的原理比较复杂，在接下来的1篇中，将接着这个话题继续探讨。
后记： 本文节选自作者书籍《软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道》。
作者微信公众号：架构之道与术。公众号底部菜单有书友群可以加入，与作者和其他读者进行深入讨论。也可以在京东、天猫上购买纸质书籍。
数据库原理 - 序列3 - 事务是如何实现的？ - Redo Log解析
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