MySQL – 事务管理

---

一、理解事务

1.如果CURD不加控制，会有什么问题

• 上层看来比较简单的需求，可能对应后端需要做很多工作，组合起来才是一个完整地需求解决方案；
• 一个完整的需求是一个整体，要么不做，要么做完，不能出现中间状态 – 原子，这在MySQL中就是一个事务，即一个或者多个sql语句的结合；
• 事务本身不是数据库类软件天然有的，事务本质工作是为了简化程序员的工作模型，事务本质上是为了应用层服务的；
• mysqld要提供事务机制，注定了mysqld内部编码和数据结构的支持；
• mysqld一定会同时存在多个事务，mysqld要对多个事务进行管理工作：先描述，再组织；
• 事务不要抽象的理解它，事务最终一定是要以某种数据结构+算法管理起来；

2.事务的概念

事务就是一组DML语句组成，这些语句在逻辑上存在相关性，这一组DML语句要么全部成功，要么全部失败，是一个整体。MySQL提供一种机制，保证我们达到这样的效果。事务还规定不同的客户端看到的数据是不相同的。
事务就是要做的或所做的事情，主要用于处理操作量大，复杂度高的数据。假设一种场景：你毕业了，学校的教务系统后台MySQL 中，不在需要你的数据，要删除你的所有信息(一般不会:) ), 那么要删除你的基本信息(姓名，电话，籍贯等)的同时，也删除和你有关的其他信息，比如：你的各科成绩，你在校表现，甚至你在论坛发过的文章等。这样，就需要多条MySQL 语句构成，那么所有这些操作合起来，就构成了一个事务。
正如我们上面所说，一个MySQL 数据库，可不止你一个事务在运行，同一时刻，甚至有大量的请求被包装成事务，在向MySQL 服务器发起事务处理请求。而每条事务至少一条SQL ，最多很多SQL ,这样如果大家都访问同样的表数据，在不加保护的情况，就绝对会出现问题。甚至，因为事务由多条SQL 构成，那么，也会存在执行到一半出错或者不想再执行的情况，那么已经执行的怎么办呢？
所以，一个完整的事务，绝对不是简单的sql 集合，还需要满足如下四个属性：

• 原子性：一个事务（transaction）中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。
• 一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这表示写入的资料必须完全符合所有的预设规则，这包含资料的精确度、串联性以及后续数据库可以自发性地完成预定的工作。
• 隔离性：数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。事务隔离分为不同级别，包括读未提交（ Readuncommitted ）、读提交（ read committed ）、可重复读（ repeatable read ）和串行化（ Serializable ）
• 持久性：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。

注：

• 一致性仅仅是概念的角度，是对于使用者而言的，当原子性、隔离性、持久性都满足后，就达到了一致性；

二、MySQL中的事务

1.事务的版本支持

在 MySQL 中只有使用了 Innodb 数据库引擎的数据库或表才支持事务， MyISAM 不支持；

查看数据库引擎：

2.事务提交方式

事务的提交方式常见的有两种：

• 自动提交；
• 手动提交；

查看事务提交方式：

show variables like 'autocommit';

用SET 来改变MySQL 的自动提交模式：

SET AUTOCOMMIT=0;     # 禁止自动提交

SET AUTOCOMMIT=1;     # 开启自动提交

3.事务常见操作方式

提前准备：
将mysql的默认隔离级别设置成读未提交，并重启终端：

查看：

创建测试表：

3.1.事务的开始与回滚

• 查看事务是否自动提交。我们故意设置成自动提交，看看该选项是否影响begin：
  

• start transaction 开始一个事务，begin也可以，推荐begin；
  

• 开始回滚：
  
  发现有一条记录没有了，事务回滚到创建save2的状态；

• 回滚到最开始：
  
  回到了事务开始时的状态；

3.2.证明未commit，客户端崩溃，MySQL自动会回滚（隔离级别设置为读未提交）

• 查看表状态：
  

• 开始事务：
  
  没有commit提交的情况下，使用终端B查看该表数据：
  
  数据已存在；

• 异常终止MySQL：
  使用ctrl + \ 异常终止MySQL；
  
  查看终端B中的数据：
  
  数据自动回滚到事务开始之前的状态了；

3.3.证明commit提交了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化

• 查看表状态：
  
• 开始事务：
  
  插入数据后，提交事务，此时查看终端B中的数据：
  
• 异常终止MySQL
  
  此时查看终端B中的数据：
  
  数据存在了，所以commit的作用是将数据持久
  化到MySQL中；

3.4.证明begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响

• 关闭自动提交：
  
• 开启事务：
  插入一条记录后查询：
  
  此时在终端B查询数据：
  
• 异常终止MySQL：
  
  此时在终端B查询数据：
  
  数据回滚到事务开始之前的状态了；

3.5.证明单条SQL 与事务的关系

• 关闭自动提交：
  

• 单条sql插入记录：
  
  此时在终端B查询数据：
  

• 异常终止MySQL：
  
  此时在终端B查询数据：
  
  数据回滚到事务开始之前的状态了；

• 开启默认提交：
  

• 单条sql插入记录：
  
  此时在终端B查询数据：
  

• 异常终止MySQL：
  
  此时在终端B查询数据：
  
  终端A崩溃后，并不影响，已经持久化。autocommit起作用；

4.结论

• 只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关；
• 事务可以手动回滚，同时，当操作异常，MySQL会自动回滚；
• 对于InnoDB 每一条SQL 语言都默认封装成事务，自动提交；（select有特殊情况，因为
  MySQL 有MVCC ）
• 从上面的例子，我们能看到事务本身的原子性(回滚)，持久性(commit)；

5.事务操作注意事项

• 如果没有设置保存点，也可以回滚，只能回滚到事务的开始；直接使用 rollback(前提是事务还没有提交)
• 如果一个事务被提交了（commit），则不可以回退（rollback）
• 可以选择回退到哪个保存点
• InnoDB 支持事务， MyISAM 不支持事务
  开始事务可以使 start transaction 或者begin

三、事务隔离级别

1.如何理解隔离性

• MySQL服务可能会同时被多个客户端进程(线程)访问，访问的方式以事务方式进行
• 一个事务可能由多条SQL构成，也就意味着，任何一个事务，都有执行前，执行中，执行后的阶段。而所谓的原子性，其实就是让用户层，要么看到执行前，要么看到执行后。执行中出现问题，可以随时回滚。所以单个事务，对用户表现出来的特性，就是原子性。
• 但，毕竟所有事务都要有个执行过程，那么在多个事务各自执行多个SQL的时候，就还是有可能会出现互相影响的情况。比如：多个事务同时访问同一张表，甚至同一行数据。
• 就如同你妈妈给你说：你要么别学，要学就学到最好。至于你怎么学，中间有什么困难，你妈妈不关心。那么你的学习，对你妈妈来讲，就是原子的。那么你学习过程中，很容易受别人干扰，此时，就需要将你的学习隔离开，保证你的学习环境是健康的。
• 数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰，就有了一个重要特征：隔离性
• 数据库中，允许事务受不同程度的干扰，就有了一种重要特征：隔离级别

2.隔离级别

• 读未提交【Read Uncommitted】： 在该隔离级别，所有的事务都可以看到其他事务没有提交的执行结果。（实际生产中不可能使用这种隔离级别的），但是相当于没有任何隔离性，也会有很多并发问题，如脏读，幻读，不可重复读等，我们上面为了做实验方便，用的就是这个隔离性。
• 读提交【Read Committed】 ：该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的简单定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别会引起不可重复读，即一个事务执行时，如果多次 select， 可能得到不同的结果。
• 可重复读【Repeatable Read】： 这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务，在执行中，多次读取操作数据时，会看到同样的数据行。但是会有幻读问题。
• 串行化【Serializable】: 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决了幻读的问题。它在每个读的数据行上面加上共享锁。但是可能会导致超时和锁竞争（这种隔离级别太极端，实际生产基本不使用）

隔离级别如何实现：隔离，基本都是通过锁实现的，不同的隔离级别，锁的使用是不同的。常见有，表锁，行锁，读锁，写锁，间隙锁(GAP),Next-Key锁(GAP+行锁)等；

3.查看与设置隔离性

查看全局隔级别

SELECT @@global.tx_isolation;

• 全局隔级别设置了，之后的会话会按照全局的隔离级别来，但是当前已存在的会话的级别不会更改；

查看会话(当前)隔离级别

SELECT @@session.tx_isolation;

• 会话全局隔离级别只会影响本次会话的隔离级别，重新登陆或者开启别的会话是不会影响的；

查看隔离级别（默认与会话隔离级别相同）

SELECT @@tx_isolation;

设置当前会话隔离性：

set session transaction isolation level serializable;-- 串行化

• 当前会话的隔离级别已经更改，但是新建会话是不会受影响的，全局隔离级别也没变；

设置全局隔离性：

set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED;

• 全局隔离级别已经改变，但是不会影响当前会话的隔离级别；

新建一个会话：

新建会话的隔离级别会跟随全局隔离级别；

4.读未提交【Read Uncommitted】

几乎没有加锁，虽然效率高，但是问题太多，严重不建议采用；
第二部分做的实验都是在读未提交的级别下进行的，会发生一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新(或其他操作)但是未commit的数据，这种现象叫做脏读(dirty read)；

5.读提交【Read Committed】

• 设置读未提交：
  
• 终端A和B同时开启事务，终端A修改数据，终端B读取数据：
  
  终端A修改数据后，终端B查询不出结果；
• 终端A提交：
  
  终端A提交后，终端B才能查看数据；
• 此时终端B还在当前事务中，并未commit，那么就造成了，同一个事务内，同样的读取，在不同的时间段(依旧还在事务操作中！)，读取到了不同的值，这种现象叫做不可重复读(non reapeatable read)；

6.可重复读【Repeatable Read】

• 设置可重复读：
  

• 终端A和B同时开启事务，终端A修改数据，终端B读取数据：
  
  终端A修改数据后，终端B查询结果还是修改之前的数据；

• 终端A提交：
  
  终端A提交后，终端B查询结果还是修改之前的数据；

• 终端B提交：
  
  终端B提交后，查询结果就是修改之后的数据；

• 只有在终端B提交后，才能查询出终端A修改后的结果；

• 如果将上面终端A的操作由update改为insert，多次查看，发现终端A在对应事务中insert的数据，在终端B的事务周期中，也没有什么影响，也符合可重复的特点。但是，一般的数据库在可重复读情况的时候，无法屏蔽其他事务insert的数据(为什么？因为隔离性实现是对数据加锁完成的，而insert待插入的数据因为并不存在，那么一般加锁无法屏蔽这类问题)，会造成虽然大部分内容是可重复读的，但是insert的数据在可重复读情况被读取出来，导致多次查找时，会多查找出来新的记录，就如同产生了幻觉。这种现象，叫做幻读(phantom read)。很明显，MySQL在RR级别的时候，是解决了幻读问题的

7.串行化【serializable】

对所有操作全部加锁，进行串行化，不会有问题，但是只要串行化，效率很低，几乎完全不会被采用；

• 设置串行化：
  

• 终端A和B同时开启事务，同时查询数据：
  
  两个读取不会串行化，共享锁

• 终端A更新数据：
  
  终端A中有更新或者其他操作，会阻塞。直到终端B事务提交。
  
  

8.总结

• 其中隔离级别越严格，安全性越高，但数据库的并发性能也就越低，往往需要在两者之间找一个平衡点。
• 不可重复读的重点是修改和删除：同样的条件, 你读取过的数据，再次读取出来发现值不一样了；
  幻读的重点在于新增：同样的条件, 第1次和第2次读出来的记录数不一样；
• 说明： mysql 默认的隔离级别是可重复读,一般情况下不要修改
• 上面的例子可以看出，事务也有长短事务这样的概念。事务间互相影响，指的是事务在并行执行的时候，即都没有commit的时候，影响会比较大。

对于一致性：

• 事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态。当数据库只包含事务成功提交的结果时，数据库处于一致性状态。如果系统运行发生中断，某个事务尚未完成而被迫中断，而改未完成的事务对数据库所做的修改已被写入数据库，此时数据库就处于一种不正确（不一致）的状态。因此一致性是通过原子性来保证的。
• 其实一致性和用户的业务逻辑强相关，一般MySQL提供技术支持，但是一致性还是要用户业务逻辑做支撑，也就是，一致性，是由用户决定的。
• 而技术上，通过AID保证C

四、深度理解隔离性

1.数据库并发场景

数据库并发的场景有三种：

• 读-读：不存在任何问题，也不需要并发控制；
• 读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
• 写-写：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

2.读-写

多版本并发控制MVCC是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制；
为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以MVCC 可以为数据库解决以下问题：

• 在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能；
• 同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题；

理解MVCC 需要知道三个前提知识：

• 3个记录隐藏字段
• undo 日志
• Read View

3. 3个记录隐藏字段

• DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 修改/插入)事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID；
• DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在undo log 中）
• DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以
  DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引
• 补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了

假设测试表结构是：

则这三个字段是：

我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。

4.undo 日志

MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。

• undo log，简单理解成，就是MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。
• undo log可以用于数据回滚，MVCC版本控制；
  数据回滚其实就是在undo log中保存相反的sql操作；
• undolog是在提交之前使用的；

5.模拟MVCC

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)。

• 事务10，因为要修改，所以要先给该记录加行锁。
• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)
• 所以现在MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 ‘李四’。并且修改原始记录的隐藏字段DB_TRX_ID 为当前事务10 的ID, 我们默认从10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
• 事务10提交，释放锁。
  
  备注：此时，最新的记录是’李四‘那条记录。

现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)。

• 事务11，因为也要修改，所以要先给该记录加行锁（给李四那条记录）。
• 修改前，先将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。
• 现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段DB_TRX_ID 为当前事务11 的ID。而原始记录的回滚指针DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
• 事务11提交，释放锁。
  

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。
上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。

思考：

• 上面是以更新（upadte）主讲的,如果是delete呢？一样的，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。
• 如果是insert呢？因为insert是插入，也就是之前没有数据，那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。
• 总结一下，也就是我们可以理解成，update和delete可以形成版本链，insert暂时不考虑。

那么select呢？

• 首先，select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。不过，此时有个问题，就是：
  select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？
• 当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select lock in share mode(共享锁), select for update
• 快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。(这个我们后面重点讨论)
• 我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需要加锁，这就是串行化。
  但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！换言之，提高了效率，即MVCC的意义所在。
• 是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？隔离级别!

如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？

6.Read View

Read View就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图(Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID, 这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)；
Read View 在MySQL 源码中,就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View 读视图，把它比作条件，用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的undo log 里面的某个版本的数据。
ReadView 结构：

• m_ids：一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID；
• up_limit_id：记录m_ids列表中事务ID最小的ID；
• low_limit_id：ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的
  最大值+1；
• creator_trx_id：创建该ReadView的事务ID；

我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的，即：当前记录的DB_TRX_ID 。
那么，我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的ReadView 和 版本链中的某一个记录的DB_TRX_ID 。
所以现在的问题就是，当前快照读，应不应该读到当前版本记录；

对应源码策略：

如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件，即可以看到。上面的readview 是当你进行select的时候，会自动形成。

7.整体流程

假设当前有条记录：

事务操作：

• 事务4：修改name(张三) 变成name(李四)

当事务2 对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View 读视图；

• m_ids： 1,3
• up_limit_id： 1
• low_limit_id： 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
• creator_trx_id ：2

此时版本链是：

• 只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务。
  
• 我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的DB_TRX_ID 去跟up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。
  
  事务4的更改，应该看到。
  所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本；

8.RR 与 RC的本质区别

当前读和快照读在RR级别下的区别：
以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读：

select * from user lock in share mode 

• 测试表：：
  
• 事务B在事务A提交前进行了快照读
  
  事务B最终没有读到事务A更改之后的数据；
• 事务B在事务A提交前未进行快照读
  
  事务B最终读到了事务A更改之后的数据；

结论：

• 事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方，即某个事务中首次出现快照读，决定该事务后续快照读结果的能力；
• delete同样如此；

RR 与 RC的本质区别：

• 正是Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同；
• 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View, 将当前系统活跃的其他事务记录起来；
  此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；
  即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
• 而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
• 总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。
  正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。