众所周知，数据在写入时往往先被写入内存缓冲区，之后在某一时间才会真正持久化到磁盘中。对于简单的增、删、改、查操作，可以等待数据写到磁盘后再返回成功，这样就不会出现一致性问题。但在实际应用中，经常会出现一组操作需要作为整体执行的情况，多条语句要么都执行成功要么都执行失败，不允许出现数据不一致的情况。基于这样的需求，数据库提供了事务机制，用于将一系列数据库操作组合成一个完整的逻辑过程。
9月22日 19:30 从0到1内核实战教程第六期将带你学习数据库事务引擎相关内容，从基础的事务模型和日志记录介绍开始， 结合 OceanBase 事务处理与分布式事务的实现讲解，从底层实现原理的角度，帮助你深入了解数据库事务机制是如何设计与实现的。
本期能帮你解决什么问题？
1、undo log 和 redo log，是如何处理数据不一致问题的？
2、相对于传统的两阶段提交协议，OceanBase 事务都做了哪些优化？
3、并发控制是如何解决读写不相互阻塞问题的？
直播内容抢“鲜”知
故障类型和事务模型
故障类型
- 数据输入错误
数据内容错误是无法避免的，如果用户在输入姓名和身份证号时输错了一位，错误很难被直接发现。处理数据输入错误的常见技术就是编写约束和触发器，及时找出不满足格式的错误数据。
- 介质故障
磁盘的部分区域损坏，一般只会影响少数几位数据，可以通过奇偶校验等方式检测到。如果整个磁盘损坏，要么为数据维护一个备份，要么采用 RAID 阵列保存数据。此外还可以将数据的副本保存在多个远程节点上，一个节点的故障不会导致数据丢失，这就是分布式的思想。
- 系统故障
系统故障主要包括掉电和软件错误，由于内存是“易失性的”，如果数据提交了但没有刷新到磁盘，当系统掉电时这部分数据就会丢失。软件错误可能直接覆盖内存中的数据，相当于数据已经丢失。解决这类问题的办法就是维护日志，将所有对数据库的修改操作都记录下来，以便重启系统后进行恢复。
- 机房故障
机房故障有可能是整个机房发生了火灾、爆炸等意外，也可能是自然灾害导致一片地区受到破坏，这种情况下 RAID 和数据校验都无法发挥作用，只有（异地）备份机制可以防止数据丢失。
事务模型
为了更好地理解事务机制，我们建立一个模型（见图 6-1 ）。查询处理器负责解析 SQL 命令，事务管理器统筹管理事务的执行，日志管理器维护日志，缓冲区管理器负责维护内存缓冲区和刷写数据，此外还有恢复管理器负责在系统重启后恢复数据。
图 6-1 事务管理器与日志管理器
事务原语
在数据库运行过程中，刚插入的数据往往不会直接写入磁盘，而是先缓存在内存中。对于一个运行中的数据库，我们将其地址空间简单分成三个部分：
- 持久化保存数据的磁盘空间。
- 缓冲区对应的内存或虚拟内存空间。
- 事务的局部地址空间（也在内存中）。
事务要读取数据，首先要将数据读取到缓冲区中，然后缓冲区的数据可以被事务读取到局部空间。事务的写入过程与此相反，先在局部空间中创建新值，然后再将新数据拷贝到缓冲区中。缓冲区中的数据不会立刻持久化到磁盘，通常是由缓冲区管理器决定何时写入磁盘。
为了便于研究日志和事务管理的细节，我们使用一系列原语来描述数据库操作：
- INPUT(X)：将数据库元素 X 从磁盘拷贝到缓冲区。
- READ(X, t)：将数据库元素 X 从缓冲区拷贝到事务的局部变量 t。
- WRITE(X, t)：将局部变量 t 的值拷贝到缓冲区的数据库元素 X，如果 X 不在缓冲区，先执行 INPUT(X)。
- OUTPUT(X)：将数据库元素X从缓冲区拷贝到磁盘。
在这里我们假设：数据库元素X的大小 = 磁盘块大小 = 缓冲区块大小。
以银行转账事务为例，一个数据库中有 A、B 两个账户（元素），A 和 B 之间进行转账操作，在任何一致的状态中它们的值的总和是固定的。一个转账事务 T 主要有两个步骤：A := A-10；B := B+10。
假设 A 和 B 的初值都为 15，事务T从一个一致的状态（A+B=15+15=30）开始，事务正常执行且期间没有发生系统故障，那么最终的状态必然也是一致的，A 和 B 的值发生了变化，但他们的和没有变（A+B=5+25=30）。
T的执行包括从磁盘读取 A 和 B，执行运算，将 A 和 B 的新值写入缓冲区。之后缓冲区管理器会执行 OUTPUT 原语，将数据写回磁盘。表 6-1 中展示了事务 T 的执行过程，以及每个步骤执行之后 A 和 B 在缓冲区和磁盘中的值。
表 6-1 事务 T 的执行过程
第 1 步 READ(A, t) 命令将 A 的值拷贝到局部变量 t 中，如果 A 不在缓冲区中，那么就会先执行 INPUT(A) 命令；第 2 步将 t 减 10，这一步不会改变A在缓冲区和磁盘上的值；第 3 步将 t 写到缓冲区的 A 中，这一步也不会影响磁盘上 A 的值。直到第 7 步，OUTPUT(A) 将 A 的新值写入磁盘，完成持久化。
如果表 6-1 中的步骤顺利执行，事务前后数据库都处于一致性状态。如果在 OUTPUT(A) 之前系统发生故障，因为磁盘上的数据没有任何变化，一致性得以保持。如果系统故障在 OUTPUT(B) 之后发生，磁盘上的 A 和 B 都已经修改，仍然满足一致性要求。但如果系统故障发生在 OUTPUT(A) 和 OUTPUT(B) 之间，那么数据库就会处于不一致的状态，这种情况下就需要进行修复，要么将 A 和 B 都重置为原值，要么将它们都更新为新值。
undo/redo 日志
日志就是记录事务相关操作的文件，每个改变数据库的操作都会生成日志记录，在系统故障发生之后，我们可以通过日志将数据库恢复到一致性状态。
undo 日志记录
回滚日志（undo log），它通过撤销未提交的事务来恢复数据库的一致性状态。
日志由多个日志记录组成，每条日志记录对应一个重要操作，比如更新数据、删除数据、提交事务等，这些操作往往会改变数据库的一致性状态。日志空间最初在内存中由缓冲区管理器分配，日志记录则由日志管理器负责创建，缓存中的日志记录会被尽快写到持久性存储介质中。记录事务操作的几种日志记录类型如下。
- [START T]：表示事务T开始。
- [COMMIT T]：表示事务T已经完成。[COMMIT] 记录不能保证数据已经更新到磁盘上，如果需要的话应由日志管理器控制事务的逻辑。
- [ABORT T]：表示事务T无法完成，需要终止。如果事务终止，那么它所做的任何更改都不能写到磁盘上，如果已经写到磁盘就必须消除这些影响。
- [T, X, v]：undo 日志的一条更新记录，表示事务T改变了元素 X，它的原值是 v。更新记录在数据库对内存执行 WRITE 操作时产生，不需要记录数据库元素的新值。
事实上日志记录的类型还有很多，涉及的操作也不限于插入、更新、删除等基础操作，为了便于说明，在本节中我们只考虑对已有数据的更新操作。
redo 日志
undo 日志有一个限制，即我们在将事务对数据的修改刷写到磁盘前不能提交该事务。这样做可能会导致事务因为等待磁盘 IO 而被阻塞，也会占用较多的磁盘带宽。此外，由于每次故障恢复都要把相关数据恢复到事务之前的状态，即便这些数据已经部分或全部更新到磁盘了，这样反复修改岂不是浪费了很多资源。
事实上只要有日志用于恢复数据，那么把修改的数据暂存在主存中是安全的，并非一定要马上同步到磁盘。redo（重做）日志就是这样一种日志，它不需要等待数据写到磁盘就可以提交事务，它与 undo 日志的区别是：
- undo 日志在恢复时撤销未完成事务的操作并忽略已提交事务，而 redo 日志忽略未完成事务并重做已提交的事务。
- undo 日志要求先将修改后的数据写到磁盘再写入 COMMIT 日志记录，而redo日志要求我们先写入 COMMIT 日志记录再将修改后的数据写到磁盘。
- 在使用 undo 日志时，我们记录的是数据库元素的旧值，在使用 redo 日志时，我们记录的是数据库元素的新值。
更多详细内容，敬请关注 9月22日 19:30 「从 0 到 1 数据库内核实战教程」官方课程。
附录：
内核实战教程第一期 | 成为内核开发者的第一步：搭建研发环境
内核实战教程第二期｜带你揭开数据库存储结构的神秘面纱
内核实战教程第三期｜为什么索引可以让查询变快？
内核实战教程第四期｜带你走进数据库 SQL 引擎
内核实战教程第五期 | SQL 执行引擎的设计与实现
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