邏輯架構(gòu)和存儲(chǔ)引擎

自動(dòng)提交

MySQL 中默認(rèn)采用的是自動(dòng)提交(autocommit)模式，如下所示：

在自動(dòng)提交模式下，如果沒(méi)有 start transaction 顯式地開(kāi)始一個(gè)事務(wù)，那么每個(gè) sql 語(yǔ)句都會(huì)被當(dāng)做一個(gè)事務(wù)執(zhí)行提交操作。

通過(guò)如下方式，可以關(guān)閉 autocommit;需要注意的是，autocommit 參數(shù)是針對(duì)連接的，在一個(gè)連接中修改了參數(shù)，不會(huì)對(duì)其他連接產(chǎn)生影響。

如果關(guān)閉了 autocommit，則所有的 sql 語(yǔ)句都在一個(gè)事務(wù)中，直到執(zhí)行了 commit 或 rollback，該事務(wù)結(jié)束，同時(shí)開(kāi)始了另外一個(gè)事務(wù)。

特殊操作

在 MySQL 中，存在一些特殊的命令，如果在事務(wù)中執(zhí)行了這些命令，會(huì)馬上強(qiáng)制執(zhí)行 commit 提交事務(wù);如 DDL 語(yǔ)句(create table/drop table/alter/table)、lock tables 語(yǔ)句等等。

不過(guò)，常用的 select、insert、update 和 delete 命令，都不會(huì)強(qiáng)制提交事務(wù)。

ACID 特性

ACID 是衡量事務(wù)的四個(gè)特性：

原子性(Atomicity，或稱不可分割性)一致性(Consistency)隔離性(Isolation)持久性(Durability)按照嚴(yán)格的標(biāo)準(zhǔn)，只有同時(shí)滿足 ACID 特性才是事務(wù);但是在各大數(shù)據(jù)庫(kù)廠商的實(shí)現(xiàn)中，真正滿足 ACID 的事務(wù)少之又少。

例如 MySQL 的 NDB Cluster 事務(wù)不滿足持久性和隔離性;InnoDB 默認(rèn)事務(wù)隔離級(jí)別是可重復(fù)讀，不滿足隔離性;Oracle 默認(rèn)的事務(wù)隔離級(jí)別為 READ COMMITTED，不滿足隔離性……

因此與其說(shuō) ACID 是事務(wù)必須滿足的條件，不如說(shuō)它們是衡量事務(wù)的四個(gè)維度。

下面將詳細(xì)介紹 ACID 特性及其實(shí)現(xiàn)原理，為了便于理解，介紹的順序不是嚴(yán)格按照 A-C-I-D。

ACID 特性及其實(shí)現(xiàn)原理

原子性

定義

原子性是指一個(gè)事務(wù)是一個(gè)不可分割的工作單位，其中的操作要么都做，要么都不做。

如果事務(wù)中一個(gè) sql 語(yǔ)句執(zhí)行失敗，則已執(zhí)行的語(yǔ)句也必須回滾，數(shù)據(jù)庫(kù)退回到事務(wù)前的狀態(tài)。

實(shí)現(xiàn)原理：undo log

在說(shuō)明原子性原理之前，首先介紹一下 MySQL 的事務(wù)日志。MySQL 的日志有很多種，如二進(jìn)制日志、錯(cuò)誤日志、查詢?nèi)罩?、慢查詢?nèi)罩镜取?/p>

此外 InnoDB 存儲(chǔ)引擎還提供了兩種事務(wù)日志：

redo log(重做日志)undo log(回滾日志)其中 redo log 用于保證事務(wù)持久性;undo log 則是事務(wù)原子性和隔離性實(shí)現(xiàn)的基礎(chǔ)。

下面說(shuō)回 undo log。實(shí)現(xiàn)原子性的關(guān)鍵，是當(dāng)事務(wù)回滾時(shí)能夠撤銷(xiāo)所有已經(jīng)成功執(zhí)行的 sql 語(yǔ)句。

InnoDB 實(shí)現(xiàn)回滾，靠的是 undo log：

當(dāng)事務(wù)對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)進(jìn)行修改時(shí)，InnoDB 會(huì)生成對(duì)應(yīng)的 undo log。如果事務(wù)執(zhí)行失敗或調(diào)用了 rollback，導(dǎo)致事務(wù)需要回滾，便可以利用 undo log 中的信息將數(shù)據(jù)回滾到修改之前的樣子。undo log 屬于邏輯日志，它記錄的是 sql 執(zhí)行相關(guān)的信息。當(dāng)發(fā)生回滾時(shí)，InnoDB 會(huì)根據(jù) undo log 的內(nèi)容做與之前相反的工作：

對(duì)于每個(gè) insert，回滾時(shí)會(huì)執(zhí)行 delete。對(duì)于每個(gè) delete，回滾時(shí)會(huì)執(zhí)行 insert。對(duì)于每個(gè) update，回滾時(shí)會(huì)執(zhí)行一個(gè)相反的 update，把數(shù)據(jù)改回去。以 update 操作為例：當(dāng)事務(wù)執(zhí)行 update 時(shí)，其生成的 undo log 中會(huì)包含被修改行的主鍵(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、這些列在修改前后的值等信息，回滾時(shí)便可以使用這些信息將數(shù)據(jù)還原到 update 之前的狀態(tài)。

持久性

定義

持久性是指事務(wù)一旦提交，它對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)的改變就應(yīng)該是永久性的。接下來(lái)的其他操作或故障不應(yīng)該對(duì)其有任何影響。

實(shí)現(xiàn)原理：redo log

redo log 和 undo log 都屬于 InnoDB 的事務(wù)日志。下面先聊一下 redo log 存在的背景。

InnoDB 作為 MySQL 的存儲(chǔ)引擎，數(shù)據(jù)是存放在磁盤(pán)中的，但如果每次讀寫(xiě)數(shù)據(jù)都需要磁盤(pán) IO，效率會(huì)很低。

為此，InnoDB 提供了緩存(Buffer Pool)，Buffer Pool 中包含了磁盤(pán)中部分?jǐn)?shù)據(jù)頁(yè)的映射，作為訪問(wèn)數(shù)據(jù)庫(kù)的緩沖：

當(dāng)從數(shù)據(jù)庫(kù)讀取數(shù)據(jù)時(shí)，會(huì)首先從 Buffer Pool 中讀取，如果 Buffer Pool 中沒(méi)有，則從磁盤(pán)讀取后放入 Buffer Pool。當(dāng)向數(shù)據(jù)庫(kù)寫(xiě)入數(shù)據(jù)時(shí)，會(huì)首先寫(xiě)入 Buffer Pool，Buffer Pool 中修改的數(shù)據(jù)會(huì)定期刷新到磁盤(pán)中(這一過(guò)程稱為刷臟)。Buffer Pool 的使用大大提高了讀寫(xiě)數(shù)據(jù)的效率，但是也帶來(lái)了新的問(wèn)題：如果 MySQL 宕機(jī)，而此時(shí) Buffer Pool 中修改的數(shù)據(jù)還沒(méi)有刷新到磁盤(pán)，就會(huì)導(dǎo)致數(shù)據(jù)的丟失，事務(wù)的持久性無(wú)法保證。

于是，redo log 被引入來(lái)解決這個(gè)問(wèn)題：當(dāng)數(shù)據(jù)修改時(shí)，除了修改 Buffer Pool 中的數(shù)據(jù)，還會(huì)在 redo log 記錄這次操作;當(dāng)事務(wù)提交時(shí)，會(huì)調(diào)用 fsync 接口對(duì) redo log 進(jìn)行刷盤(pán)。

如果 MySQL 宕機(jī)，重啟時(shí)可以讀取 redo log 中的數(shù)據(jù)，對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)進(jìn)行恢復(fù)。

redo log 采用的是 WAL(Write-ahead logging，預(yù)寫(xiě)式日志)，所有修改先寫(xiě)入日志，再更新到 Buffer Pool，保證了數(shù)據(jù)不會(huì)因 MySQL 宕機(jī)而丟失，從而滿足了持久性要求。

既然 redo log 也需要在事務(wù)提交時(shí)將日志寫(xiě)入磁盤(pán)，為什么它比直接將 Buffer Pool 中修改的數(shù)據(jù)寫(xiě)入磁盤(pán)(即刷臟)要快呢?

主要有以下兩方面的原因：

刷臟是隨機(jī) IO，因?yàn)槊看涡薷牡臄?shù)據(jù)位置隨機(jī)，但寫(xiě) redo log 是追加操作，屬于順序 IO。刷臟是以數(shù)據(jù)頁(yè)(Page)為單位的，MySQL 默認(rèn)頁(yè)大小是 16KB，一個(gè) Page 上一個(gè)小修改都要整頁(yè)寫(xiě)入;而 redo log 中只包含真正需要寫(xiě)入的部分，無(wú)效 IO 大大減少。redo log 與 binlog

我們知道，在 MySQL 中還存在 binlog(二進(jìn)制日志)也可以記錄寫(xiě)操作并用于數(shù)據(jù)的恢復(fù)，但二者是有著根本的不同的。

• 作用不同：

redo log 是用于 crash recovery 的，保證 MySQL 宕機(jī)也不會(huì)影響持久性;

binlog 是用于 point-in-time recovery 的，保證服務(wù)器可以基于時(shí)間點(diǎn)恢復(fù)數(shù)據(jù)，此外 binlog 還用于主從復(fù)制。

• 層次不同：

redo log 是 InnoDB 存儲(chǔ)引擎實(shí)現(xiàn)的，而 binlog 是 MySQL 的服務(wù)器層(可以參考文章前面對(duì) MySQL 邏輯架構(gòu)的介紹)實(shí)現(xiàn)的，同時(shí)支持 InnoDB 和其他存儲(chǔ)引擎。

• 內(nèi)容不同：

redo log 是物理日志，內(nèi)容基于磁盤(pán)的 Page。binlog 是邏輯日志，內(nèi)容是一條條 sql。

• 寫(xiě)入時(shí)機(jī)不同：

redo log 的寫(xiě)入時(shí)機(jī)相對(duì)多元。前面曾提到，當(dāng)事務(wù)提交時(shí)會(huì)調(diào)用 fsync 對(duì) redo log 進(jìn)行刷盤(pán);這是默認(rèn)情況下的策略，修改 innodb_flush_log_at_trx_commit 參數(shù)可以改變?cè)摬呗?，但事?wù)的持久性將無(wú)法保證。除了事務(wù)提交時(shí)，還有其他刷盤(pán)時(shí)機(jī)：如 master thread 每秒刷盤(pán)一次 redo log 等，這樣的好處是不一定要等到 commit 時(shí)刷盤(pán)，commit 速度大大加快。

binlog 在事務(wù)提交時(shí)寫(xiě)入。

隔離性

定義

與原子性、持久性側(cè)重于研究事務(wù)本身不同，隔離性研究的是不同事務(wù)之間的相互影響。

隔離性是指事務(wù)內(nèi)部的操作與其他事務(wù)是隔離的，并發(fā)執(zhí)行的各個(gè)事務(wù)之間不能互相干擾。

嚴(yán)格的隔離性，對(duì)應(yīng)了事務(wù)隔離級(jí)別中的 Serializable(可串行化)，但實(shí)際應(yīng)用中出于性能方面的考慮很少會(huì)使用可串行化。

隔離性追求的是并發(fā)情形下事務(wù)之間互不干擾。簡(jiǎn)單起見(jiàn)，我們僅考慮最簡(jiǎn)單的讀操作和寫(xiě)操作(暫時(shí)不考慮帶鎖讀等特殊操作)。

那么隔離性的探討，主要可以分為兩個(gè)方面：

(一個(gè)事務(wù))寫(xiě)操作對(duì)(另一個(gè)事務(wù))寫(xiě)操作的影響：鎖機(jī)制保證隔離性。(一個(gè)事務(wù))寫(xiě)操作對(duì)(另一個(gè)事務(wù))讀操作的影響：MVCC 保證隔離性。鎖機(jī)制

首先來(lái)看兩個(gè)事務(wù)的寫(xiě)操作之間的相互影響。隔離性要求同一時(shí)刻只能有一個(gè)事務(wù)對(duì)數(shù)據(jù)進(jìn)行寫(xiě)操作，InnoDB 通過(guò)鎖機(jī)制來(lái)保證這一點(diǎn)。

鎖機(jī)制的基本原理可以概括為：

事務(wù)在修改數(shù)據(jù)之前，需要先獲得相應(yīng)的鎖。獲得鎖之后，事務(wù)便可以修改數(shù)據(jù)。該事務(wù)操作期間，這部分?jǐn)?shù)據(jù)是鎖定的，其他事務(wù)如果需要修改數(shù)據(jù)，需要等待當(dāng)前事務(wù)提交或回滾后釋放鎖。行鎖與表鎖：按照粒度，鎖可以分為表鎖、行鎖以及其他位于二者之間的鎖。

表鎖在操作數(shù)據(jù)時(shí)會(huì)鎖定整張表，并發(fā)性能較差;行鎖則只鎖定需要操作的數(shù)據(jù)，并發(fā)性能好。

但是由于加鎖本身需要消耗資源(獲得鎖、檢查鎖、釋放鎖等都需要消耗資源)，因此在鎖定數(shù)據(jù)較多情況下使用表鎖可以節(jié)省大量資源。

MySQL 中不同的存儲(chǔ)引擎支持的鎖是不一樣的，例如 MyIsam 只支持表鎖，而 InnoDB 同時(shí)支持表鎖和行鎖，且出于性能考慮，絕大多數(shù)情況下使用的都是行鎖。

如何查看鎖信息?有多種方法可以查看 InnoDB 中鎖的情況，例如：

select * from information_schema.innodb_locks; #鎖的概況
show engine innodb status; #InnoDB整體狀態(tài)，

其中包括鎖的情況下面來(lái)看一個(gè)例子：

在事務(wù)A中執(zhí)行：start transaction;update account SET balance = 1000 where id = 1;

在事務(wù)B中執(zhí)行：start transaction;update account SET balance = 2000 where id = 1;

此時(shí)查看鎖的情況：

show engine innodb status 查看鎖相關(guān)的部分：

通過(guò)上述命令可以查看事務(wù) 24052 和 24053 占用鎖的情況;其中 lock_type 為 RECORD，代表鎖為行鎖(記錄鎖);lock_mode 為 X，代表排它鎖(寫(xiě)鎖)。

除了排它鎖(寫(xiě)鎖)之外，MySQL 中還有共享鎖(讀鎖)的概念。由于本文重點(diǎn)是 MySQL 事務(wù)的實(shí)現(xiàn)原理，因此對(duì)鎖的介紹到此為止。

介紹完寫(xiě)操作之間的相互影響，下面討論寫(xiě)操作對(duì)讀操作的影響。

臟讀、不可重復(fù)讀和幻讀

首先來(lái)看并發(fā)情況下，讀操作可能存在的三類(lèi)問(wèn)題。

①臟讀：當(dāng)前事務(wù)(A)中可以讀到其他事務(wù)(B)未提交的數(shù)據(jù)(臟數(shù)據(jù))，這種現(xiàn)象是臟讀。

舉例如下(以賬戶余額表為例)：

②不可重復(fù)讀：在事務(wù) A 中先后兩次讀取同一個(gè)數(shù)據(jù)，兩次讀取的結(jié)果不一樣，這種現(xiàn)象稱為不可重復(fù)讀。

臟讀與不可重復(fù)讀的區(qū)別在于：前者讀到的是其他事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)，后者讀到的是其他事務(wù)已提交的數(shù)據(jù)。

舉例如下：

③幻讀：在事務(wù) A 中按照某個(gè)條件先后兩次查詢數(shù)據(jù)庫(kù)，兩次查詢結(jié)果的條數(shù)不同，這種現(xiàn)象稱為幻讀。

不可重復(fù)讀與幻讀的區(qū)別可以通俗的理解為：前者是數(shù)據(jù)變了，后者是數(shù)據(jù)的行數(shù)變了。

舉例如下：

事務(wù)隔離級(jí)別

sql 標(biāo)準(zhǔn)中定義了四種隔離級(jí)別，并規(guī)定了每種隔離級(jí)別下上述幾個(gè)問(wèn)題是否存在。

一般來(lái)說(shuō)，隔離級(jí)別越低，系統(tǒng)開(kāi)銷(xiāo)越低，可支持的并發(fā)越高，但隔離性也越差。

隔離級(jí)別與讀問(wèn)題的關(guān)系如下：

在實(shí)際應(yīng)用中，讀未提交在并發(fā)時(shí)會(huì)導(dǎo)致很多問(wèn)題，而性能相對(duì)于其他隔離級(jí)別提高卻很有限，因此使用較少。

可串行化強(qiáng)制事務(wù)串行，并發(fā)效率很低，只有當(dāng)對(duì)數(shù)據(jù)一致性要求極高且可以接受沒(méi)有并發(fā)時(shí)使用，因此使用也較少。

因此在大多數(shù)數(shù)據(jù)庫(kù)系統(tǒng)中，默認(rèn)的隔離級(jí)別是讀已提交(如 Oracle)或可重復(fù)讀(后文簡(jiǎn)稱 RR)。

可以通過(guò)如下兩個(gè)命令分別查看全局隔離級(jí)別和本次會(huì)話的隔離級(jí)別：

InnoDB 默認(rèn)的隔離級(jí)別是 RR，后文會(huì)重點(diǎn)介紹 RR。需要注意的是，在 SQL 標(biāo)準(zhǔn)中，RR 是無(wú)法避免幻讀問(wèn)題的，但是 InnoDB 實(shí)現(xiàn)的 RR 避免了幻讀問(wèn)題。

MVCC

RR 解決臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀等問(wèn)題，使用的是 MVCC：MVCC 全稱 Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并發(fā)控制協(xié)議。

下面的例子很好的體現(xiàn)了 MVCC 的特點(diǎn)：在同一時(shí)刻，不同的事務(wù)讀取到的數(shù)據(jù)可能是不同的(即多版本)——在 T5 時(shí)刻，事務(wù) A 和事務(wù) C 可以讀取到不同版本的數(shù)據(jù)。

MVCC 最大的優(yōu)點(diǎn)是讀不加鎖，因此讀寫(xiě)不沖突，并發(fā)性能好。InnoDB 實(shí)現(xiàn) MVCC，多個(gè)版本的數(shù)據(jù)可以共存，主要是依靠數(shù)據(jù)的隱藏列(也可以稱之為標(biāo)記位)和 undo log。

其中數(shù)據(jù)的隱藏列包括了該行數(shù)據(jù)的版本號(hào)、刪除時(shí)間、指向 undo log 的指針等等。

當(dāng)讀取數(shù)據(jù)時(shí)，MySQL 可以通過(guò)隱藏列判斷是否需要回滾并找到回滾需要的 undo log，從而實(shí)現(xiàn) MVCC;隱藏列的詳細(xì)格式不再展開(kāi)。

下面結(jié)合前文提到的幾個(gè)問(wèn)題分別說(shuō)明。

①臟讀

當(dāng)事務(wù) A 在 T3 時(shí)間節(jié)點(diǎn)讀取 zhangsan 的余額時(shí)，會(huì)發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)已被其他事務(wù)修改，且狀態(tài)為未提交。

此時(shí)事務(wù) A 讀取最新數(shù)據(jù)后，根據(jù)數(shù)據(jù)的 undo log 執(zhí)行回滾操作，得到事務(wù) B 修改前的數(shù)據(jù)，從而避免了臟讀。

②不可重復(fù)讀

當(dāng)事務(wù) A 在 T2 節(jié)點(diǎn)第一次讀取數(shù)據(jù)時(shí)，會(huì)記錄該數(shù)據(jù)的版本號(hào)(數(shù)據(jù)的版本號(hào)是以 row 為單位記錄的)，假設(shè)版本號(hào)為 1;當(dāng)事務(wù) B 提交時(shí)，該行記錄的版本號(hào)增加，假設(shè)版本號(hào)為 2。

當(dāng)事務(wù) A 在 T5 再一次讀取數(shù)據(jù)時(shí)，發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)的版本號(hào)(2)大于第一次讀取時(shí)記錄的版本號(hào)(1)，因此會(huì)根據(jù) undo log 執(zhí)行回滾操作，得到版本號(hào)為 1 時(shí)的數(shù)據(jù)，從而實(shí)現(xiàn)了可重復(fù)讀。

③幻讀

InnoDB 實(shí)現(xiàn)的 RR 通過(guò) next-keylock 機(jī)制避免了幻讀現(xiàn)象。

next-keylock 是行鎖的一種，實(shí)現(xiàn)相當(dāng)于 record lock(記錄鎖) + gap lock(間隙鎖);其特點(diǎn)是不僅會(huì)鎖住記錄本身(record lock 的功能)，還會(huì)鎖定一個(gè)范圍(gap lock 的功能)。

當(dāng)然，這里我們討論的是不加鎖讀：此時(shí)的 next-key lock 并不是真的加鎖，只是為讀取的數(shù)據(jù)增加了標(biāo)記(標(biāo)記內(nèi)容包括數(shù)據(jù)的版本號(hào)等);準(zhǔn)確起見(jiàn)姑且稱之為類(lèi) next-key lock 機(jī)制。

還是以前面的例子來(lái)說(shuō)明：

當(dāng)事務(wù) A 在 T2 節(jié)點(diǎn)第一次讀取 0

這樣當(dāng) T5 時(shí)刻再次讀取 0

小結(jié)：概括來(lái)說(shuō)，InnoDB 實(shí)現(xiàn)的 RR，通過(guò)鎖機(jī)制、數(shù)據(jù)的隱藏列、undo log 和類(lèi) next-key lock，實(shí)現(xiàn)了一定程度的隔離性，可以滿足大多數(shù)場(chǎng)景的需要。

不過(guò)需要說(shuō)明的是，RR 雖然避免了幻讀問(wèn)題，但是畢竟不是 Serializable，不能保證完全的隔離。

下面是一個(gè)例子，大家可以自己驗(yàn)證一下：

一致性

基本概念

一致性是指事務(wù)執(zhí)行結(jié)束后，數(shù)據(jù)庫(kù)的完整性約束沒(méi)有被破壞，事務(wù)執(zhí)行的前后都是合法的數(shù)據(jù)狀態(tài)。

數(shù)據(jù)庫(kù)的完整性約束包括但不限于：

實(shí)體完整性(如行的主鍵存在且唯一)列完整性(如字段的類(lèi)型、大小、長(zhǎng)度要符合要求)外鍵約束用戶自定義完整性(如轉(zhuǎn)賬前后，兩個(gè)賬戶余額的和應(yīng)該不變)實(shí)現(xiàn)

可以說(shuō)，一致性是事務(wù)追求的最終目標(biāo)：前面提到的原子性、持久性和隔離性，都是為了保證數(shù)據(jù)庫(kù)狀態(tài)的一致性。此外，除了數(shù)據(jù)庫(kù)層面的保障，一致性的實(shí)現(xiàn)也需要應(yīng)用層面進(jìn)行保障。

實(shí)現(xiàn)一致性的措施包括：

保證原子性、持久性和隔離性，如果這些特性無(wú)法保證，事務(wù)的一致性也無(wú)法保證。數(shù)據(jù)庫(kù)本身提供保障，例如不允許向整形列插入字符串值、字符串長(zhǎng)度不能超過(guò)列的限制等。應(yīng)用層面進(jìn)行保障，例如如果轉(zhuǎn)賬操作只扣除轉(zhuǎn)賬者的余額，而沒(méi)有增加接收者的余額，無(wú)論數(shù)據(jù)庫(kù)實(shí)現(xiàn)的多么完美，也無(wú)法保證狀態(tài)的一致?？偨Y(jié)

下面總結(jié)一下 ACID 特性及其實(shí)現(xiàn)原理：

原子性：語(yǔ)句要么全執(zhí)行，要么全不執(zhí)行，是事務(wù)最核心的特性。

事務(wù)本身就是以原子性來(lái)定義的;實(shí)現(xiàn)主要基于 undo log。

持久性：保證事務(wù)提交后不會(huì)因?yàn)殄礄C(jī)等原因?qū)е聰?shù)據(jù)丟失;實(shí)現(xiàn)主要基于 redo log。

隔離性：保證事務(wù)執(zhí)行盡可能不受其他事務(wù)影響;

InnoDB 默認(rèn)的隔離級(jí)別是 RR，RR 的實(shí)現(xiàn)主要基于鎖機(jī)制、數(shù)據(jù)的隱藏列、undo log 和類(lèi) next-key lock 機(jī)制。

一致性：事務(wù)追求的最終目標(biāo)，一致性的實(shí)現(xiàn)既需要數(shù)據(jù)庫(kù)層面的保障，也需要應(yīng)用層面的保障。

以上就是MySql事務(wù)及ACID實(shí)現(xiàn)原理詳解的詳細(xì)內(nèi)容，更多關(guān)于MySql事務(wù)ACID原理的資料請(qǐng)關(guān)注腳本之家其它相關(guān)文章！

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