事務(wù)是什么？

事務(wù)(Transaction)是并發(fā)控制的基本單位。所謂的事務(wù)呢，它是一個(gè)操作序列，這些操作要么都執(zhí)行，要么都不執(zhí)行，它是一個(gè)不可分割的工作單位。

在介紹事務(wù)的特性之前，我們先看下MySQL的邏輯架構(gòu)，

如上圖所示，MySQL服務(wù)器邏輯架構(gòu)從上往下可以分為三層：

• 第一層：處理客戶端連接、授權(quán)認(rèn)證等。
• 第二層：服務(wù)器層，負(fù)責(zé)查詢語句的解析、優(yōu)化、緩存以及內(nèi)置函數(shù)的實(shí)現(xiàn)、存儲過程等。
• 第三層：存儲引擎，負(fù)責(zé)MySQL中數(shù)據(jù)的存儲和提取。MySQL 中服務(wù)器層不管理事務(wù)，事務(wù)是由存儲引擎實(shí)現(xiàn)的。**MySQL支持事務(wù)的存儲引擎有InnoDB、NDB Cluster等，其中InnoDB的使用最為廣泛；其他存儲引擎不支持事務(wù)，如MyISAM、Memory等。

后續(xù)討論主要以InnoDB為主。

事務(wù)有什么特征？

事務(wù)的特性，可以總結(jié)為如下4個(gè)方面：

• 原子性(Atomicity)：原子性是指整個(gè)數(shù)據(jù)庫的事務(wù)是一個(gè)不可分割的工作單位，在每一個(gè)都應(yīng)該是原子操作。當(dāng)我們執(zhí)行一個(gè)事務(wù)的時(shí)候，如果在一系列的操作中，有一個(gè)操作失敗了，那么需要將這一個(gè)事務(wù)中的所有操作恢復(fù)到執(zhí)行事務(wù)之前的狀態(tài)，這就是事務(wù)的原子性。

• 一致性(Consistency): 一致性呢是指事務(wù)將數(shù)據(jù)庫從一種狀態(tài)轉(zhuǎn)變成為下一種一致性的狀態(tài)，也就是說是在事務(wù)的執(zhí)行前后，這兩種狀態(tài)應(yīng)該是一樣的，也就是在數(shù)據(jù)庫的完整性約束不會被破壞。另外的話，還需要注意的是一致性不關(guān)注中間的過程是發(fā)生了什么。

• 隔離性(lsolation)： Mysql數(shù)據(jù)庫可以同時(shí)的話啟動很多的事務(wù)，但是呢，事務(wù)跟事務(wù)之間他們是相互分離的，也就是互不影響的，這就是事務(wù)的隔離性。下面有介紹事務(wù)的四大隔離級別。

• 持久性(Durability)： 事務(wù)的持久性是指事務(wù)一旦提交，就是永久的了。說白了就是發(fā)生了問題，數(shù)據(jù)庫也是可以恢復(fù)的。因此持久性保證事務(wù)的高可靠性。

談到事務(wù)的四大特性，不得不說一下MySQL事務(wù)的隔離機(jī)制，在不同的數(shù)據(jù)庫連接中，一個(gè)連接的事務(wù)并不會影響其他連接，這是基于事務(wù)隔離機(jī)制實(shí)現(xiàn)的。在MySQL中，事務(wù)隔離機(jī)制分為了四個(gè)級別：

• Read uncommitted / RU：讀未提交，就是一個(gè)事務(wù)可以讀取另一個(gè)未提交事務(wù)的數(shù)據(jù)。毫無疑問，這樣會造成大量的臟讀，所以數(shù)據(jù)庫一般不會采用這種隔離級別。

• Read committed / RC：讀已提交，就是一個(gè)事務(wù)讀到的數(shù)據(jù)必須是其他事務(wù)已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，這樣就避免了臟讀的情況。但是如果有兩個(gè)并行的事務(wù)A和B，處理同一批的數(shù)據(jù)，如果事務(wù)A在這個(gè)過程中，修改了數(shù)據(jù)并提交；那么在事務(wù)B中可能前后看到兩個(gè)不一樣的數(shù)據(jù)，這就造成不可重復(fù)讀的情況。

• Repeatable read / RR：可重復(fù)讀，就是在開始讀取數(shù)據(jù)（事務(wù)開啟）時(shí)，不再允許修改操作。這樣就解決了不可重復(fù)讀的問題，但是需要注意的是，不可重復(fù)讀對應(yīng)的是修改，即UPDATE操作。但是可能還會有幻讀問題。因?yàn)榛米x問題對應(yīng)的是插入INSERT操作，而不是UPDATE操作。

• Serializable：序列化/串行化。它通過強(qiáng)制事務(wù)排序，使之不可能相互沖突，從而解決幻讀問題。簡言之,它是在每個(gè)讀的數(shù)據(jù)行上加上共享鎖。這種情況下所有事務(wù)串行執(zhí)行，可以避免上面的出現(xiàn)的各種問題，但是在大并發(fā)場景下會導(dǎo)致大量的超時(shí)現(xiàn)象和鎖競爭，所以一般也很少采用。

上述四個(gè)級別，越靠后并發(fā)控制度越高，也就是在多線程并發(fā)操作的情況下，出現(xiàn)問題的幾率越小，但對應(yīng)的也性能越差，MySQL的事務(wù)隔離級別，默認(rèn)為第三級別：Repeatable read可重復(fù)讀。

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)；但是目前各大數(shù)據(jù)庫廠商的實(shí)現(xiàn)中，真正滿足ACID的事務(wù)很少。例如MySQL的NDB Cluster事務(wù)不滿足持久性；Oracle默認(rèn)的事務(wù)隔離級別為READ COMMITTED，不滿足隔離性；InnoDB默認(rèn)事務(wù)隔離級別是可重復(fù)讀，完全滿足ACID的特性。因此與其說ACID是事務(wù)必須滿足的條件，不如說它們是衡量事務(wù)的四個(gè)維度。

MySQL InnoDB 引擎的默認(rèn)隔離級別雖然是「可重復(fù)讀」，但是它很大程度上避免幻讀現(xiàn)象，解決的方案有兩種：

• 針對快照讀（普通 select 語句），是通過 MVCC 方式解決了不可重復(fù)讀和幻讀，因?yàn)榭芍貜?fù)讀隔離級別下，事務(wù)執(zhí)行過程中看到的數(shù)據(jù)，一直跟這個(gè)事務(wù)啟動時(shí)看到的數(shù)據(jù)是一致的，即使中途有其他事務(wù)插入了一條數(shù)據(jù)，是查詢不出來這條數(shù)據(jù)的。MVVC在下面會仔細(xì)介紹。

Read Committed隔離級別：每次select都生成一個(gè)快照讀。 Read Repeatable隔離級別：開啟事務(wù)后第一個(gè)select語句才是快照讀的地方，而不是一開啟事務(wù)就快照讀。

• 針對當(dāng)前讀（select ... for update, delete, insert; select...lock in share mode (共享讀鎖) 等語句），是通過 next-key lock（行記錄鎖+間隙鎖）方式解決了幻讀，因?yàn)楫?dāng)執(zhí)行 select ... for update 語句的時(shí)候，會加上 next-key lock，如果有其他事務(wù)在 next-key lock 鎖范圍內(nèi)插入了一條記錄，那么這個(gè)插入語句就會被阻塞，無法成功插入，所以就很好了避免幻讀問題。對主鍵或唯一索引，如果select查詢時(shí)where條件全部精確命中(=或者in)，這種場景本身就不會出現(xiàn)幻讀，所以只會加行記錄鎖。關(guān)于鎖這塊，后續(xù)有專門的章節(jié)進(jìn)行介紹。

總結(jié)：事務(wù)的隔離性由MVCC和鎖來實(shí)現(xiàn)，而原子性、一致性、持久性通過數(shù)據(jù)庫的redo和undo日志來完成。接下來會詳細(xì)介紹其實(shí)現(xiàn)原理。

MVVC如何實(shí)現(xiàn)事務(wù)的隔離？

MVCC，全稱Multi-Version Concurrency Control，即多版本并發(fā)控制。MVCC是一種并發(fā)控制的方法，一般在數(shù)據(jù)庫管理系統(tǒng)中，實(shí)現(xiàn)對數(shù)據(jù)庫的并發(fā)訪問。MVCC在MySQL InnoDB中的實(shí)現(xiàn)主要是為了提高數(shù)據(jù)庫并發(fā)性能，用更好的方式去處理讀-寫沖突，做到即使有讀寫沖突時(shí)，也能做到不加鎖，非阻塞并發(fā)讀。

MVVC是一種用來解決讀-寫沖突的無鎖并發(fā)控制，簡單總結(jié)就是為事務(wù)分配單向增長的時(shí)間戳，為每個(gè)修改保存一個(gè)版本，版本與事務(wù)時(shí)間戳關(guān)聯(lián)，讀操作只讀該事務(wù)開始前的數(shù)據(jù)庫的快照。 所以MVCC可以為數(shù)據(jù)庫解決以下問題：在并發(fā)讀寫數(shù)據(jù)庫時(shí)，可以做到在讀操作時(shí)不用阻塞寫操作，寫操作也不用阻塞讀操作，提高了數(shù)據(jù)庫并發(fā)讀寫的性能；同時(shí)還可以解決臟讀，幻讀，不可重復(fù)讀等事務(wù)隔離問題，但不能解決更新丟失問題。

MVVC的實(shí)現(xiàn)，依賴4個(gè)隱式字段，undo日志 ，Read View 來實(shí)現(xiàn)的。

隱式字段

每行記錄除了我們自定義的字段外，還有數(shù)據(jù)庫隱式定義的DB_TRX_ID,DB_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等字段

• DB_ROW_ID 6byte, 隱含的自增ID（隱藏主鍵），如果數(shù)據(jù)表沒有主鍵，InnoDB會自動以DB_ROW_ID產(chǎn)生一個(gè)聚簇索引
• DB_TRX_ID 6byte, 最近修改(修改/插入)事務(wù)ID：記錄創(chuàng)建這條記錄/最后一次修改該記錄的事務(wù)ID
• DB_ROLL_PTR 7byte, 回滾指針，指向這條記錄的上一個(gè)版本（存儲于rollback segment里）
• DELETED_BIT 1byte, 記錄被更新或刪除并不代表真的刪除，而是刪除flag變了。

如上圖，DB_ROW_ID是數(shù)據(jù)庫默認(rèn)為該行記錄生成的唯一隱式主鍵；DB_TRX_ID是當(dāng)前操作該記錄的事務(wù)ID； 而DB_ROLL_PTR是一個(gè)回滾指針，用于配合undo日志，指向上一個(gè)舊版本；delete flag沒有展示出來。

undo log

InnoDB把這些為了回滾而記錄的這些東西稱之為undo log。這里需要注意的一點(diǎn)是，由于查詢操作（SELECT）并不會修改任何用戶記錄，所以在查詢操作執(zhí)行時(shí)，并不需要記錄相應(yīng)的undo log。undo log主要分為3種：

• Insert undo log ：插入一條記錄時(shí)，至少要把這條記錄的主鍵值記下來，之后回滾的時(shí)候只需要把這個(gè)主鍵值對應(yīng)的記錄刪掉就好了。
• Update undo log：修改一條記錄時(shí)，至少要把修改這條記錄前的舊值都記錄下來，這樣之后回滾時(shí)再把這條記錄更新為舊值就好了。
• Delete undo log：刪除一條記錄時(shí)，至少要把這條記錄中的內(nèi)容都記下來，這樣之后回滾時(shí)再把由這些內(nèi)容組成的記錄插入到表中就好了。刪除操作都只是設(shè)置一下老記錄的DELETED_BIT，并不真正將過時(shí)的記錄刪除。

這里舉一個(gè)例子，比如我們想更新Person表中的數(shù)據(jù)，有兩個(gè)事務(wù)先后對同一行數(shù)據(jù)進(jìn)行了修改，那么undo log中，不會僅僅只保存最近修改的舊版本記錄，而是通過鏈表的方式將不同版本連接起來。在下面的例子中，

• Person表中有一行數(shù)據(jù)，name為Jerry，age是24歲。
• 事務(wù)A將name修改為Tom，數(shù)據(jù)修改完成之后，會把舊記錄拷貝到undo log中，并將隱藏字段的事務(wù)ID修改為當(dāng)前事務(wù)ID，這里假設(shè)從1開始，回滾指針指向undo log的副本記錄，說明上一個(gè)版本就是它。
• 事務(wù)B將年齡修改為30，相同的方式，A事務(wù)修改過后的記錄會被放到undo log，而事務(wù)B會把事務(wù)ID修改為2，同時(shí)回滾指針指向undo log中A事務(wù)修改過后的數(shù)據(jù)。
• 最后的形成的回滾鏈路如下。

ReadView

在上面介紹undo log的時(shí)候可以看到，undo log中維護(hù)了每條數(shù)據(jù)的多個(gè)版本，如果新來的一個(gè)事務(wù)也訪問這同一條數(shù)據(jù)，如何判斷該讀取這條數(shù)據(jù)的哪個(gè)版本呢？此時(shí)就需要ReadView來做多版本的并發(fā)控制，根據(jù)查詢的時(shí)機(jī)來選擇一個(gè)當(dāng)前事務(wù)可見的舊版本數(shù)據(jù)讀取。

當(dāng)一個(gè)事務(wù)啟動后，首次執(zhí)行select操作時(shí)，MVCC就會生成一個(gè)數(shù)據(jù)庫當(dāng)前的ReadView，通常而言，一個(gè)事務(wù)與一個(gè)ReadView屬于一對一的關(guān)系（不同隔離級別下也會存在細(xì)微差異），ReadView一般包含四個(gè)核心內(nèi)容：

• creator_trx_id：代表創(chuàng)建當(dāng)前這個(gè)ReadView的事務(wù)ID。
• trx_ids：表示在生成當(dāng)前ReadView時(shí)，系統(tǒng)內(nèi)活躍的事務(wù)ID列表。
• up_limit_id：活躍的事務(wù)列表中，最小的事務(wù)ID。
• low_limit_id：表示在生成當(dāng)前ReadView時(shí)，系統(tǒng)中要給下一個(gè)事務(wù)分配的ID值。

可以通過如下的示意圖進(jìn)一步理解ReadView，

假設(shè)目前數(shù)據(jù)庫中共有T1~T5這五個(gè)事務(wù)，T1、T2、T4還在執(zhí)行，T3已經(jīng)回滾，T5已經(jīng)提交，此時(shí)當(dāng)有一條查詢語句執(zhí)行時(shí)，就會利用MVCC機(jī)制生成一個(gè)ReadView，由于前面講過，單純由一條select語句組成的事務(wù)并不會分配事務(wù)ID，因此默認(rèn)為0，所以目前這個(gè)快照的信息如下：

{ "creator_trx_id" : "0", "trx_ids" : "[1,2,4]", "up_limit_id" : "1", "low_limit_id" : "6" }

當(dāng)我們拿到ReadView之后，如何判斷當(dāng)前的事務(wù)能夠看到哪些版本的數(shù)據(jù)，這里會遵循一個(gè)可見性算法，簡單來講就是將要被修改數(shù)據(jù)的最新記錄的DB_TRX_ID（即當(dāng)前事務(wù)ID），與ReadView維護(hù)的其他事務(wù)ID進(jìn)行比較，來確定當(dāng)前事務(wù)能看到的最新老版本。

這里結(jié)合MySQL的算法實(shí)現(xiàn)來看，下面是MySQL 8.1里面關(guān)于這個(gè)可見性算法的實(shí)現(xiàn)?？梢钥吹剑w流程如下：

• 首先判斷 DB_TRX_ID < up_limit_id，此時(shí)說明該事務(wù)已經(jīng)結(jié)束，所以DB_TRX_ID對應(yīng)的舊版本對ReadView可見。如果 DB_TRX_ID = creator_trx_id，說明ReadView是當(dāng)前事務(wù)中生成的，當(dāng)然可以看到自己的修改，所以也是可見的。
• 接著判斷 DB_TRX_ID >= low_limit_id，則代表DB_TRX_ID 所在的記錄在Read View生成后才出現(xiàn)的，那對當(dāng)前事務(wù)肯定不可見。但是如果DB_TRX_ID < low_limit_id，并且當(dāng)前無活躍的事務(wù)id，說明所有事務(wù)已經(jīng)提交了，因此該條記錄也是可見的。
• 判斷DB_TRX_ID 是否在活躍事務(wù)之中。如果在，則代表Read View生成時(shí)刻，這個(gè)事務(wù)還在活躍，還沒有Commit，因此這個(gè)事務(wù)修改的數(shù)據(jù)，我當(dāng)前事務(wù)也是看不見的；如果不在，則說明，你這個(gè)事務(wù)在Read View生成之前就已經(jīng)Commit了，你修改的結(jié)果，我當(dāng)前事務(wù)是能看見的。

// https://dev.mysql.com/doc/dev/mysql-server/latest/read0types_8h_source.html

/** Check whether the changes by id are visible.
  @param[in]    id      transaction id to check against the view
  @param[in]    name    table name
  @return whether the view sees the modifications of id. */
  [[nodiscard]] bool changes_visible(trx_id_t id, const table_name_t &name) const {
    ut_ad(id > 0);
 
    if (id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id) {
      return (true);
    }
 
    check_trx_id_sanity(id, name);
 
    if (id >= m_low_limit_id) {
      return (false);
    } else if (m_ids.empty()) {
      return (true);
    }
 
    const ids_t::value_type *p = m_ids.data();
 
    return (!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id));
  }

MVCC原理總結(jié)

MVCC主要由下面兩個(gè)核心功能組成，undo log實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)的多版本，ReadView實(shí)現(xiàn)多版本的并發(fā)控制。

• 當(dāng)一個(gè)事務(wù)嘗試改動某條數(shù)據(jù)時(shí)，會將原本表中的舊數(shù)據(jù)放入undo log中。
• 當(dāng)一個(gè)事務(wù)嘗試查詢某條數(shù)據(jù)時(shí)，MVCC會生成一個(gè)ReadView快照。

這里舉一個(gè)例子回顧下整個(gè)流程：

假設(shè)有A和B兩個(gè)并發(fā)事務(wù)，其中事務(wù)A在修改第一行的數(shù)據(jù)，而事務(wù)B準(zhǔn)備讀取這條數(shù)據(jù)，那么B在具體執(zhí)行過程中，當(dāng)出現(xiàn)SELECT語句時(shí)，會根據(jù)MySQL的當(dāng)前情況生成一個(gè)ReadView。

• 判斷數(shù)據(jù)行中的隱藏列TRX_ID與ReadView中的creator_trx_id是否相同，如果相同表示是同一個(gè)事務(wù)，數(shù)據(jù)可見。
• 判斷TRX_ID是否小于up_limit_id，也就是最小活躍事務(wù)ID，如果小的話，說明改動這行數(shù)據(jù)的事務(wù)在ReadView生成之前就結(jié)束了，所以是可見的；如果大于的話，繼續(xù)往下走。
• 判斷TRX_ID是否小于low_limit_id，也就是當(dāng)前ReadView生成時(shí)，下一個(gè)會分配的事務(wù)ID。如果大于或等于low_limit_id，說明修改該數(shù)據(jù)的事務(wù)是生成ReadView之后才開啟的，當(dāng)然是不可見的。如果小于low_limit_id，則進(jìn)行下一步判斷。
• 如果TRX_ID在trx_ids中，說明該數(shù)據(jù)行對應(yīng)的事務(wù)還在執(zhí)行，因此對于當(dāng)前事務(wù)而言，該數(shù)據(jù)不可見；如果TRX_ID不在trx_ids中，說明該事務(wù)在生成ReadView時(shí)已經(jīng)結(jié)束，因此是可見的。

如果undo log中存在某行數(shù)據(jù)的多個(gè)版本，那么在實(shí)際中會根據(jù)隱藏列roll_ptr依次遍歷整個(gè)鏈表，按照上面的流程，找到第一條滿足條件的數(shù)據(jù)并返回。

RC、RR不同級別下的MVVC機(jī)制

ReadView是一個(gè)事務(wù)中只生成一次，還是每次select時(shí)都會生成呢？這個(gè)問題和MySQL的事務(wù)隔離機(jī)制有關(guān)，RC和RR下的實(shí)現(xiàn)有些許不同。

• RC（讀已提交）：每個(gè)快照讀都會生成并獲取最新的Read View，保證已經(jīng)提交事務(wù)的修改對當(dāng)前事務(wù)可見。
• RR（可重復(fù)讀）：同一個(gè)事務(wù)中的第一個(gè)快照讀才會創(chuàng)建Read View, 之后的快照讀獲取的都是使用同一個(gè)Read View；這樣整個(gè)事務(wù)期間讀到的記錄都是事務(wù)啟動前的記錄。

undo log和redo log在事務(wù)里面有什么用？

上面介紹了事務(wù)隔離性的實(shí)現(xiàn)原理，即通過多版本并發(fā)控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control ）解決不可重復(fù)讀問題，加上間隙鎖（也就是并發(fā)控制）解決幻讀問題。保證了較好的并發(fā)性能。

而事務(wù)的原子性、一致性和持久性則是通過事務(wù)日志實(shí)現(xiàn)，主要就是redo log和undo log。了解完下面這些內(nèi)容，那就明白了其中的原理和實(shí)現(xiàn)。

1. redo log

為什么需要redo log

在 MySQL 中，如果每一次的更新要寫進(jìn)磁盤，這么做會帶來嚴(yán)重的性能問題：

• 因?yàn)?Innodb 是以頁為單位進(jìn)行磁盤交互的，而一個(gè)事務(wù)很可能只修改一個(gè)數(shù)據(jù)頁里面的幾個(gè)字節(jié)，這時(shí)將完整的數(shù)據(jù)頁刷到磁盤的話，太浪費(fèi)資源了。
• 一個(gè)事務(wù)可能涉及修改多個(gè)數(shù)據(jù)頁，并且這些數(shù)據(jù)頁在物理上并不連續(xù)，使用隨機(jī) IO 寫入性能太差。

因此每當(dāng)有一條新的數(shù)據(jù)需要更新時(shí)，InnoDB 引擎就會先更新內(nèi)存（同時(shí)標(biāo)記為臟頁），然后將本次對這個(gè)頁的修改以 redo log 的形式記錄下來，這個(gè)時(shí)候更新就算完成了。之后，InnoDB 引擎會在適當(dāng)?shù)臅r(shí)候，由后臺線程將緩存在 Buffer Pool 的臟頁刷新到磁盤里，這就是 WAL （Write-Ahead Logging）技術(shù)。

WAL 技術(shù)指的是， MySQL 的寫操作并不是立刻寫到磁盤上，而是先寫日志，然后在合適的時(shí)間再寫到磁盤上。

整個(gè)過程如下：

什么是redo log

redo log 是物理日志，記錄了某個(gè)數(shù)據(jù)頁做了什么修改，比如對A表空間中的B數(shù)據(jù)頁C偏移量的地方做了D更新，每當(dāng)執(zhí)行一個(gè)事務(wù)就會產(chǎn)生這樣的一條或者多條物理日志。

在事務(wù)提交時(shí)，只要先將 redo log 持久化到磁盤即可，可以不需要等到將緩存在 Buffer Pool 里的臟頁數(shù)據(jù)持久化到磁盤。當(dāng)系統(tǒng)崩潰時(shí)，雖然臟頁數(shù)據(jù)沒有持久化，但是 redo log 已經(jīng)持久化，接著 MySQL 重啟后，可以根據(jù) redo log 的內(nèi)容，將所有數(shù)據(jù)恢復(fù)到最新的狀態(tài)。

redo log有什么好處

總結(jié)來看，有一下兩點(diǎn)：

• 將寫數(shù)據(jù)的操作，由隨機(jī)寫變成了順序?qū)?/strong>。在寫入redo log時(shí)，使用的是追加操作，所以對應(yīng)磁盤是順序?qū)?。而直接寫?shù)據(jù)，需要先找到數(shù)據(jù)的位置，然后才能寫磁盤，所以磁盤操作是隨機(jī)寫。因此直接寫入redo log比直接寫入磁盤效率高很多。
• 實(shí)現(xiàn)事務(wù)的持久性。 使用redo log之后，雖然每次修改數(shù)據(jù)之后，數(shù)據(jù)處于緩沖中，如果MySQL重啟，緩沖中的數(shù)據(jù)會丟失，但是我們可以根據(jù)redo log的內(nèi)容將數(shù)據(jù)恢復(fù)到最新的狀態(tài)；保證了事務(wù)修改的數(shù)據(jù)，不會丟失，也就是實(shí)現(xiàn)了持久性。