【MySQL】事务（重点）

一、什么是事务：

二、事务的前置知识了解

引擎是否支持事务

事务的提交方式

事务操作的前置准备：

三、事务回滚：

四、事务崩溃：

原子性：

持久性：

五、自动提交和手动提交：

六、事务的隔离性：

怎么理解：

隔离级别示例：

读未提交：

读提交：

可重复读：

串行化：

七、拓展知识：

数据库的并发场景：

三个隐藏字段：

undo日志：

MVCC多版本控制：

周边问题：

read view：

RC VS RR：

一、什么是事务：

事务是由多条DML的SQL语句构成的，这些语句在逻辑上是相关联的，比如进行转账操作，就需要有多条SQL语句：查询账户，在此账户上减去指定金额，在别的账户上加上指定金额等等，这些操作是由多条语句构成的，但是这多条操作必须是原子的，也就是说要么转账失败，要么转账成功，不能只进行一般（在我这账户里面扣了，但是在别人的账户那里却没有加上）

这样一个在用户角度看起来是原子性的操作在MySQL中就是一个事务，要把事务看做一个整体

在MySQL中，会有多个事务同时执行，而每个事务都有许多SQL语句，那么在MySQL中就会有很多SQL被同时执行，所以事务不仅仅只是由SQL语句的集合，其还要满足一下属性：

事务的四大属性：

原子性：这个在之前的学习中了解过了，就是只有执行前和执行后，没有正在执行，也就是一个事务只有其中的SQL语句全部完成和其中的SQL语句还未开始执行这两个情况，不会在中间的某个环节结束
一致性：这个指的是，事务在执行前和执行后，用户数据的正确性没有被破坏，也就是说在执行前后数据的变化是可预期的，比如说在转账这个事务前后，我肯定能预期我的账户会减少，别人的账户会增多我减少的部分，在技术层面上，保证好原子性，隔离性，持久性就能够保证一致性
隔离性：MySQL中允许多个事务同时执行数据，隔离性就是保证事务之间互不影响，隔离性又分许多等级包括读未提交（ Read uncommitted ）读提交（ read committed ）可重复读（ repeatable read）和串行化（ Serializable ），两个事务同时执行，两个事务又是具有原子性的，这时当两个事务并发执行的时候要体现出事务之间的隔离性
持久性：当事务执行结束后，对数据的修改是永久的，即便后面系统崩溃也不会丢失数据

以上四大属性也被叫做ACID

二、事务的前置知识了解

引擎是否支持事务

在MySQL中，MyISAM引擎是不支持事务的，InnoDB引擎是支持的，我们默认也是InnoDB引擎

事务的提交方式

查看事务的提交方式：

关于事务有两种提交方式，分别是手动提交和自动提交，可以在命令行中用如下SQL进行查看自动提交是否打开：

show variables like 'autocommit';

如下，就证明自动提交是打开的，如果value那一列是OFF的话就证明自动提交是关闭的，此时也就是手动提交

修改事务的提交方式：

用set设置autocommit来进行事务的自动提交的打开或者关闭

0就是OFF，1就是ON

事务操作的前置准备：

在接下来进行事务操作的时候，我们首先将隔离级别修改为读未提交（ Read uncommitted ）这是最低的隔离级别，这样在后面的操作中能够方便查看，在了解完其他性质后，我们再来了解事务的隔离级别：

首先查看当前的隔离级别：

select @@transaction_isolation;

如上是可重复读的隔离级别，我将其修改为读未提交（ Read uncommitted ）

set global transaction isolation level read uncommitted;

但是在修改后进行查看发现没有改变，这是因为当前查看的是局部的隔离级别

如上修改是修改的全局的，如果想查看全局的需要如下SQL：

隔离这部分接下来会详细讲解的，可以在后面详细了解

我们重新登录一下MySQL就会把局部的也修改了

接下来准备一张测试表

这是一张员工表，其中包含了员工ID，员工姓名，员工工资

mysql> create table if not exists account(-> id int primary key,-> name varchar(50) not null default '',-> blance decimal(10, 2) not null default 0.0-> );

三、事务回滚：

首先就是启动一个事务，这里有两种方法，begin和start transaction

等到后面commit为止这就是MySQL中的一个事务，在这期间的SQL语句是要看做一个整体的

接着准备两个终端，一个进行插入操作，并设置保存点，另一个进行查看操作

设置保存点的方法：

savepoint 名称;

如上，这是首先对emp员工表进行插入，每插入一条数据就设置一个保存点，当三条语句全部插入后再右边可以进行查看

这个时候，如果我后悔插入关羽这条消息了，就可以使用事务回滚，如下SQL语句进行回滚到s2

rollback to 名称;

此时在进行查看就会发现关羽这条消息不见了

也可以回滚到s1让张飞也不见

接着我们在进行插入

如果想一次性回滚到最开始可以使用rollback，这样就在右侧看不到任何记录了

接着我们在进行插入数据，这个时候直接commit提交数据，这个时候尽管在进行回滚在右边仍然能看到数据，此时左边的事务就是完成了，其修改就是永久了的，这就是事务的持久性，就不能进行事务回滚了

综上所述：

使用begin/start transaction启动一个事务
使用commi提交一个事务
使用savepoint设置一个保存点
使用rollback to 回到指定一个保存点
使用rollback回滚到最开始

四、事务崩溃：

原子性：

首先在员工表中是存在如下信息的，接着启动一个事务进行测试：

如上，首先在左侧事务进行插入一个数据，在右侧是能够看到的，此时是处于读未提交的隔离性中，但是在左侧的MySQL崩溃后，没有及时的进行commit提交，这个时候会回滚到当前事务的最开始，此时在右侧进行查询就会查询不到新插入的语句，这也保证了事务的原子性

持久性：

那么如果在事务崩溃前进行commit提交了呢？

如上，在MySQL崩溃前进行commit提交后，尽管MySQL崩溃了，但是依然能够看到上一个事务进行插入的数据，这正是因为事务的持久性，如果事务提交后，其修改的数据是永久的

五、自动提交和手动提交：

这里的自动提交和begin的启动事务是无关的，事务必须使用commit命令进行手动提交，数据才会被持久化

那么自动提交和手动提交有什么区别呢？

首先查看当前事务的提交方式：

show variables like'autocommit';

这是自动提交的，并且此时有着如下的一张表：

接着在左侧进行删除表中的数据，然后将左侧的客户端崩溃，发现该员工表中的对应数据被删除了

接着仅仅将提交方式改为手动提交，其余动作不变

set autocommit=0;

接着在左侧进行删除表中的数据，然后将左侧的客户端崩溃，发现该员工表中的对应数据并没有被删除

综上所述：

全局变量autocommit影响的是单SQL语句，在InnoDB中，一条SQL语句会被封装成一个事务，这个事务就需要根据autocommit的大小来进行自动提交或者手动提交

六、事务的隔离性：

怎么理解：

MySQL在启动后，可能会被多个客户（进程或者线程）进行访问，都是以事务为单位进行访问的，一个事务又是由多条SQL语句组成的，那么这些SQL语句在执行的时候可能会访问同一张表，那么MySQL为了保证在执行的过程中一个事务不被其他事务所干扰，于是就有了事务的隔离性，与隔离级别

隔离级别有以下四种：

READ UNCOMMITTED（读未提交）：读到了别人未提交的数据，在这个级别下，事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也是可见的，这个级别会导致脏读，即一个事务可以读取到另一个事务未提交的数据

READ COMMITTED（提交读）：读别人提交了的数据，在这个级别下，一个事务只能看见已经提交事务所做的修改，这可以防止脏读，但是仍然可能发生不可重复读，不可重复读是指在同一个事务中，多次读取同一数据集合时，由于其他事务的介入，导致前后两次读取结果不一致

REPEATABLE READ（可重复读）：无论别的事务是否提交修改后的数据，只有当前事务也提交后才能够看到之前别的事务所修改的数据，这是MySQL的默认事务隔离级别。在这个级别下，保证在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的，因此解决了不可重复读的问题。但是，仍可以发生幻读，即当某个事务在处理某个范围内的记录时，另一个事务插入了新的记录，导致原本的查询结果集发生了变化

SERIALIZABLE（可串行化）：这是最高的隔离级别，所有CURD必须按照到来的顺序一个一个执行，在SERIALIZABLE级别下，事务的执行会通过锁定参与事务的所有数据来实现，从而完全避免脏读，不可重复读以及幻读的问题，这意味着事务的执行会像顺序执行一样，一个接一个地串行化执行，从而保证了数据的一致性，但是，这种级别的性能开销最大，因为它需要对所有相关的数据行加锁

隔离级别示例：

隔离级别在MySQL中的表现有两种，分别是全局隔离级别和会话隔离级别

查看全局隔离级别：

查询全局事务隔离级别，即MySQL服务启动后所有新会话的默认隔离级别

select @@global.transaction_isolation;

查看会话隔离级别：

select @@transaction_isolation;
// 或者
select @@session.transaction_isolation;

查询当前会话的事务隔离级别，若会话未主动修改过隔离级别，则继承全局值

设置隔离级别：

set [session | global] transaction isolation level {read uncommitted | read committed | repeatable read | serializable}

如上，其中session表示设置会话隔离级别，global表示设置全局隔离级别

后面的{ }中，在四个中选一个作为设置后的隔离级别

注意：

设置会话的隔离级别只会影响当前会话，新起的会话依旧采用全局隔离级
设置全局隔离级别会影响后续的新会话，但当前会话的隔离级别没有发生变化，如果要让当前会话的隔离级别也改变，则需要重启MySQL

读未提交：

如下两个终端中，均是读未提交，并且有如下数据的员工表

那么在左右两边开启事务，并且先进行插入一条数据，并没有进行提交，在右边是能够看到的，这就是读到了别的事务未提交的数据，这种情况叫做脏读，是不合理的

并且此时rollback回滚后发现所读到的数据也回滚了

读提交：

先将隔离级别修改为读提交

接着做和上一个步骤一样的，观察结果：

如上，当进行插入后，发现在右边并未查到，但是像下面那样，将左边的事务提交后，发现此时就能够看到了

这就是读别人提交后的数据，这就解决了脏读的问题，但是又出现了不可重复读的问题，也就是右边在一直查询，这样会在某个查询前后出现查询不一致问题，这就导致了右边的事务不可重复读

在实际应用中，这个不可重复读会存在问题的，比如在一个公司中发年终奖前后，如果一个员工在统计工资区间中，另一个员工突然又经过老板同意给公司的某个员工加上薪资，此时就可能会存在同一个员工在奖品区间中出现两次，这是不合理的

所以这个不可重复读，在实际应用中会存在问题的

可重复读：

首先将隔离级别修改为可重复度

接着启动事务，然后在左边进行表的修改，当执行完后在右边再次进行查看，发现右边没有被修改

接着将左边的事务进行提交，此时在进行查看发现右边的表依然没有被修改

最后将右边的事务也提交了，此时在进行查询就能够看得见了

像上边这种，在一个事务中，一直进行查询读，尽管别的事务对同一张表后进行修改，此时依然是看不到这个修改的，直到当前事务也被提交后才能进行看到，也就是说，在可重复读的条件下，在一个事务中进行查询的结果总是一致的

这种隔离级别是MySQL默认的，也是最常使用的

一般的数据库在可重复读隔离级别下，update数据是满足可重复读的，但insert数据会存在幻读问题，因为隔离性是通过对数据加锁完成的，而新插入的数据原本是不存在的，因此一般的加锁无法屏蔽这类问题，但是在MySQL中是解决了这类问题的

幻读：一个事务在执行过程中，相同的select查询得到了新的数据，这种现象叫做幻读

串行化：

首先依然是将隔离级别修改为串行化：

然后启动事务，然后在两边都进行查操作，发现都能够进行查看

但是此时如果有一方进行修改表的操作，会被阻塞

如果长时间没有响应就会报错，如果在阻塞中，另一个事务提交了，此时就不会阻塞了

但是两边查询的结果不一样，直到左边的事务也提交

对于串行化，其效率非常低，在开发中几乎不会使用

对于隔离级别：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，在选择隔离级别时往往需要在两者之间找一个平衡点

七、拓展知识：

数据库的并发场景：

读-读并发：不存在任何问题，不需要并发控制
读-写并发：有线程安全问题，可能会存在事务隔离性问题，可能遇到脏读幻读不可重复读
写-写并发：有线程安全问题，可能存在更新丢失问题，第一类更新丢失，第二类更新丢失

这里最值得讨论的是读-写并发，读-写并发是数据库当中最高频的场景，在解决读-写并发时不仅需要考虑线程安全问题，还需要考虑并发的性能问题

接下来要了解事务的隔离是怎么做到的，RC和RR的底层区别在哪？事务回滚又是怎么做到的，接下来需要知道些前置知识：

当一个事务启动的时候，MySQL会为其设置事务ID，每个事务都要有自己的事务ID，可以根据事务的大小，来决定事务到来的先后顺序

mysqld可能会面临处理多个事务的情况，事务也有自己的生命周期，mysqld要对事务进行管理，先描述，再组织，所以事务在mysqld中一定是对应的一个或者一套结构体对象

三个隐藏字段：

MySQL在给我们建表的时候，除了我们在SQL语句中自主创建的字段，还会有三个默认隐藏的字段的

DB_TRX_ID ：6 byte，表示最后一次对这个表进行操作的事务ID
DB_ROLL_PTR : 7 byte，在MySQL中，进行修改数据并不是简简单单的修改就行了，还需要将这个数据进行保存，这样在进行事务回滚的时候能够找到历史数据，这就是指向上一个版本的指针
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

undo日志：

这是回滚日志，用于对已经执行的操作进行回滚，MySQL会为undo日志开辟对应的缓冲区，用于存储日志相关的信息，必要时会将缓冲区中的数据刷新到磁盘

关于上图，操作系统之上是应用层，然后在应用层上的MySQL中有一个buffer pool空间，在这个空间里面就有我们的undo日志

事实上，undo log就是MySQL中的一段缓冲区，用来记录MySQL中事务回滚的操作的

MVCC多版本控制：

首先我们有如下一串数据

这串数据我们创建之后，就是在B+树中的叶子结点中的，我们又知道这个叶子节点是被加载到buffer pool中的，此时后来的一个事务到来，将该数据的age修改为18

这个时候不是简单的修改，

1、要先对访问这条记录进行加锁，
2、将这个原本的记录复制一份到undo log中，
3、将表中的数据进行修改，将age改为18，
4、此时尽管是只修改了一个字段，但是后面隐藏的字段中修改该记录的事务ID也要被修改为新到来的事务ID，这里假设为11，并且回滚指针也不在指向空，要指向undo log中被复制的原本数据
5、最后提交事务，释放锁即可

同样的道理，又来了一个事务，将name改为李四

这样，这些历史数据就像链表一样串起来，就有了一个版本链，当进行事务回滚的时候，需要回滚到哪个版本，就能够通过这个版本链找到对应的版本了，直接找到版本后覆盖当前数据即可，所谓的创建保存点就可以理解为给某些版本做标记，方便查找回滚

这种多版本控制就叫做MVCC多版本控制，并且在undo log中的一个个的历史版本就称为一个个的快照

周边问题：

那么上述都是修改才有的版本链，那么Delete和INSERT呢？

Delete的数据也会形成版本链的，在MySQL中Delete删除不是真的删了，本质是通过修改数据中的某个比特位将其置为删除，此时就相当于将这行数据进行删除了，如果回滚就是将表示存在还是不存在的比特位修改即可，这样是能够形成版本链的

INSERT操作本身不会形成版本链，但它为后续的UPDATE或DELETE操作提供了初始版本，版本链的形成必须依赖对同一行的多次修改，因此，INSERT是版本链的起点，但非版本链本身

当前读与快照读

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也可能当前读

快照读：读取历史版本，就叫做快照读

对数据进行CURD的时候的加锁问题

当对表进行CURD的时候，此时有两种情况，一个是对当前数据进行修改，一个是对历史数据进行修改，当对当前数据进行修改的时候，可能是CURD中的任意一种情况，此时就需要进行加锁保护，但是对历史数据修改的时候只可能是select，为快照读，就不需要加锁，毕竟历史版本不会被修改，也就是可能并发执行，提高效率

undo log中的版本链何时才会被清除？

unod log存在的意义是进行回滚操作和进行快照读，所以当事务提交后，且所有依赖该版本的事务已完成此时才会将undo log中的版本链清除

read view：

当我们某个事务执行快照读的时候，会对该记录创建一个Read View读视图，记录并维护系统当前活跃事务的ID，read view是一个类，与事务的关系就类似于进程地址空间和PCB，根据这个Read View来判断，当前事务能够看到该记录的哪个版本的数据

Read View是一个数据结构，记录当前事务执行一致性读时的可见性上下文，它决定了哪些数据版本对当前事务是可见的，从而避免脏读，不可重复读等问题

Read View主要由下述字段组成

字段名	含义说明
`creator_trx_id`	创建该Read View的事务ID（即当前事务ID）
`up_limit_id`	最小活跃事务ID（即当前系统中最小的未提交事务ID）
`low_limit_id`	当前系统最大事务ID + 1（即系统中尚未分配的事务ID）
`m_ids`	当前系统中所有活跃事务（未提交事务）的ID列表
`m_low_limit_no`	最小的Undo Log编号（用于InnoDB的Purge机制）

注意：

Read View是事务可见性的一个类，不是事务创建出来，就会有Read View，而是当这个已经存在的事务首次进行快照读的时候，MySQL形成的Read View

事务ID是依次增大的

当进行一次快照读的时候，此时可以将事务ID分为三种情况

事务ID小于up_limit_id，up_limit_id已经是当前系统中最小的未提交事务ID，如果事务ID比它还要小就证明此刻生成Read View时，该事务一定是提交了的

事务ID大于low_limit_id，low_limit_id是系统中尚未分配的事务ID，所以当事务ID大于low_limit_id时，该事务是生成Read View时还未启动的事务ID

事务ID在这两者之间，这些事务就需要通过判断m_ids来进行判断是否提交，注意：这里的快照事务ID不一定是连续的，毕竟事务的时间长短是不一样的，有可能提前启动的事务，结束得晚，后启动的事务结束得早或晚都有可能

一个事务在进行读操作时，只应该看到自己或已经提交的事务所作的修改，因此我们可以根据Read View来判断当前事务能否看到另一个事务所作的修改

RC VS RR：

关于RC和RR，他们本质区别就是：

RC在每一次查询的时候都会生成一次Read View，每次select都是快照读，因此每次快照读时都能读取到被提交了的最新的数据

RR只有在第一次select的时候才会生成一次Read View，之后的select都用这个Read View，因此当前事务看不到第一次快照读之后其他事务所作的修改

RR级别下快照读只会创建一次Read View，所以RR级别是可重复读的，而RC级别下每次快照读都会创建新的Read View，所以RC级别是不可重复读的

接下来通过两个实验理解理解：

首先将事务隔离级别设置成可重复度

在第一个实验中，我们先让二者都进行快照读，然后在左边进行修改提交，再在右边进行查看

如上，无论怎么进行查看都是看不见修改的，这也符合可重复读的特性

在第二个实验中，我们先在左边进行修改提交，再在右边进行查看

这时发现右边能够查看到左边的修改了

为什么呢？

实验一中，在最开始就进行了快照读，此时左右都属于活跃事务，都是在中间的，那么无论左边怎么修改，右边的都看不到

实验二中，左边先进行修改后提交，右边在进行快照读，此时左边的事务ID就小于最小活跃事务ID，右边事务中快照读生成的Read View中的m_ids就一定没有左边的事务ID，此时左边的事务ID就比右边事务的up_limit_id还要小，或者是在up_limit_id和low_limit_id之间但是没在m_ids里面，无论那种情况都能够被右边的事务所看到

那么RC呢？

RC和RR的本质区别就在于RC在每次进行快照读的时候，都是生成新的快照了，那么low_limit_id就是当前系统下最大的事务ID，所以就能保证只要其他事务commit了，其他事务就不是活跃事务了，那么就只剩下了在up_limit_id和low_limit_id之间但是没在m_ids里面这种情况，也就一定能看到了别的事务的修改了