MySQL面试题-事务（答案版）

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事务

1、事务与存储引擎的关系

事务是由 MySQL 的引擎来实现的，我们常见的 InnoDB 引擎它是支持事务的。

不过并不是所有的引擎都能支持事务，比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，也正是这样，所以大多数 MySQL 的引擎都是用 InnoDB。

2、事务的特性

（1）原子性：一个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节。
（2）一致性：是指事务操作前和操作后，数据满足完整性约束，数据库保持一致性状态。
（3）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，因为多个事务同时使用相同的数据时，不会相互干扰，每个事务都有一个完整的数据空间，对其他并发事务是隔离的。
（4）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。

3、事务特性的实现方式

（1）持久性是通过 redo log （重做日志）来保证的；
（2）原子性是通过 undo log（回滚日志）来保证的；
（3）隔离性是通过 MVCC（多版本并发控制）或锁机制来保证的；
（4）一致性则是通过持久性+原子性+隔离性来保证；

4、并行事务会引发什么问题？

（1）如果一个事务「读到」了另一个「未提交事务修改过的数据」，就意味着发生了「脏读」现象。
（2）在一个事务内多次读取同一个数据，如果出现前后两次读到的数据不一样的情况，就意味着发生了「不可重复读」现象。
（3）在一个事务内多次查询某个符合查询条件的「记录数量」，如果出现前后两次查询到的记录数量不一样的情况，就意味着发生了「幻读」现象。

5、事务的隔离级别有哪些？

（1）读未提交：指一个事务还没提交时，它做的变更就能被其他事务看到；
（2）读提交：指一个事务提交之后，它做的变更才能被其他事务看到；
（3）可重复读：指一个事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的。
（4）串行化：会对记录加上读写锁，在多个事务对这条记录进行读写操作时，如果发生了读写冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行；

在「读未提交」隔离级别下，可能发生脏读、不可重复读和幻读现象；
在「读提交」隔离级别下，可能发生不可重复读和幻读现象，但是不可能发生脏读现象；
在「可重复读」隔离级别下，可能发生幻读现象，但是不可能脏读和不可重复读现象；
在「串行化」隔离级别下，脏读、不可重复读和幻读现象都不可能会发生。

6、MySQL的InnoDB引擎是怎么解决幻读问题的？

（1）针对快照读（普通 select 语句），是通过 MVCC 方式解决了幻读，因为可重复读隔离级别下，事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。
（2）针对当前读（select … for update 等语句），是通过 next-key lock（记录锁+间隙锁）方式解决了幻读，因为当执行 select … for update 语句的时候，会加上 next-key lock，如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录，那么这个插入语句就会被阻塞，无法成功插入，所以就很好了避免幻读问题。

7、四种隔离级别具体是如何实现的呢？

（1）对于「读未提交」隔离级别的事务来说，因为可以读到未提交事务修改的数据，所以直接读取最新的数据就好了；
（2）对于「串行化」隔离级别的事务来说，通过加读写锁的方式来避免并行访问；
（3）对于「读提交」和「可重复读」隔离级别的事务来说，它们是通过 Read View 来实现的，它们的区别在于创建 Read View 的时机不同。

「读提交」隔离级别是在「每个语句执行前」都会重新生成一个 Read View
「可重复读」隔离级别是「启动事务时」生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View。

执行「开始事务」命令，并不意味着启动了事务。在 MySQL 有两种开启事务的命令，分别是：

begin/start transaction 命令；
start transaction with consistent snapshot 命令；

这两种开启事务的命令，事务的启动时机是不同的：

执行了 begin/start transaction 命令后，并不代表事务启动了。只有在执行这个命令后，执行了增删查改操作的 SQL 语句，才是事务真正启动的时机；
执行了 start transaction with consistent snapshot 命令，就会马上启动事务。

8、具体谈谈Read View

（1）Read View 中四个字段作用；

m_ids ：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中「活跃事务」的事务 id 列表，注意是一个列表，“活跃事务”指的就是，启动了但还没提交的事务。
min_trx_id ：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中「活跃事务」中事务 id 最小的事务，也就是 m_ids 的最小值。
max_trx_id ：这个并不是 m_ids 的最大值，而是创建 Read View 时当前数据库中应该给下一个事务的 id 值，也就是全局事务中最大的事务 id 值 + 1；
creator_trx_id ：指的是创建该 Read View 的事务的事务 id。

（2）聚簇索引记录中两个跟事务有关的隐藏列；

trx_id，当一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，就会把该事务的事务 id 记录在 trx_id 隐藏列里；
roll_pointer，每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧版本的记录写入到 undo 日志中，然后这个隐藏列是个指针，指向每一个旧版本记录，于是就可以通过它找到修改前的记录。

（3）MVCC流程

如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的 min_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 前已经提交的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务可见。
如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的 max_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 后才启动的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务不可见。
如果记录的 trx_id 值在 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中：在 m_ids 列表中则不可见，不在m_ids列表中则可见。
这种通过「版本链」来控制并发事务访问同一个记录时的行为就叫 MVCC（多版本并发控制）。

9、可重复读隔离级别下完全解决幻读了嘛？

可重复读隔离级别下虽然很大程度上避免了幻读，但是还是没有能完全解决幻读。

可重复读幻读情况一：

// 事务A
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from t_stu where id = 5;
Empty set (0.01 sec)

// 事务B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert into t_stu values(5, '小美', 18);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

// 事务A
mysql> update t_stu set name = '小林coding' where id = 5;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
mysql> select * from t_stu where id = 5;
+----+--------------+------+
| id | name         | age  |
+----+--------------+------+
|  5 | 小林coding   |   18 |
+----+--------------+------+

在可重复读隔离级别下，事务 A 第一次执行普通的 select 语句时生成了一个 ReadView，之后事务 B 向表中新插入了一条 id = 5 的记录并提交。接着，事务 A 对 id = 5 这条记录进行了更新操作，在这个时刻，这条新记录的 trx_id 隐藏列的值就变成了事务 A 的事务 id，之后事务 A 再使用普通 select 语句去查询这条记录时就可以看到这条记录了，于是就发生了幻读。

可重复读幻读情况二：

01-T1 时刻：事务 A 先执行「快照读语句」：select * from t_test where id > 100 得到了 3 条记录。
02.T2 时刻：事务 B 往插入一个 id= 200 的记录并提交；
03.T3 时刻：事务 A 再执行「当前读语句」 select * from t_test where id > 100 for update 就会得到 4 条记录，此时也发生了幻读现象。