MySQL事务

薄荷街的香草先生
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事务的特性如何实现

事努有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那么事务的四种特性到底是基于什么机制实现呢？

  • 事务的隔离性由锁机制实现。
  • 事务的原子性、一致性和持久性由事务的redo日志和undo日志来保证。
    • redo log称为重做日志 ，提供再写入操作，恢复提交事务修改的页操作,用来保证事务的持久性。
    • undo log称为回滚日志，回滚行记录到某个特定版本，用来保证事务的原子性、一致性。

有的DBA或许会认为undo是redo的逆过程，其实不然。redo和undo都可以视为是一种恢复操作，但是：

  • redo log：是存储引擎层 (innodb)生成的日志，记录的是"物理级别"上的页修改操作，比如页号xxx、偏移量yyy写入了'zzz'数据。主要为了保证数据的可靠性；
  • undo log：是存储引擎层 (innodb)生成的日志，记录的是逻辑操作日志，比如对某一行数据进行了insert语句操作，那么 undo log就记录一条与之相反的DELETE操作。主要用于事务的回滚（undo log记录的是每个修改操作的逆操作）和一致性非锁定读（undo log回滚行记录到某种特定的版本--MVCC,即多版本并发控制）。

事务的特性

  • 原子性（Atomicity）
 原子性是指事务是一个不可分割的工作单位，要么全部提交，要么全部失败回滚。即要么转账成功，要么转账失败，是不存在中间的状态。
 如果无法保证原子性会怎么样？就会出现数据不一致的情形，A账户减去100元，而B账户增加100元操作失败，系统将无故丟失100元。
  • 一致性（Consistency）
 根据定义，一致性是指事务执行前后，数据从一个合法性状态变换到另外一个合法性状态。这种状态是语义上的而不是语法上的，跟具体的业务有关。
 那什么是合法的数据状态呢？满足预定的约束的状态就叫做合法的状态。通俗一点,这状态是由你自己来定义的(比如满足现实世界中的约束)。满足这个状态，数据就是一致的，不满足这个状态，数据就是不一致的！如果事务中的某个操作失败了,系统就会自动撤销当前正在执行的事务,返回到事务操作之前的状态。
  • 隔离性（Isolation）
 一个事务的执行不能被其他事务干扰，即一个事务内部的操作及使用的数据对并发的其他事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能相互干扰。
  • 持久性（Durability）
 持久性是指—个事务一旦被提交，它对数据库中数据的改变就是永亼性的，接下来的其他操作和数据库故障不应该对其有任何影响。
 持久性是通过事务日志来保证的。日志包括了重做日志和回滚日志。当我们通过事务对数据进行修改的时候,首先会将数据库的变化信息记录到重做日志中，然后再对数据库中对应的行进行修改。这样做的好处是，即使数据库系统崩溃，数据库重启后也能找到没有更新到据库系统中的重做日志，重新执行，从而使事务具有持久性。

数据并发问题

脏写

对于两个事务 Session A、 Session B，如果事务 Session A修改了另一个未提交事务 Session B修改过的数据，那就意味着发生了脏写。示意图如下：

数据并发问题-脏写示意图.png

脏读

对于两个事务 Session A、 Session B， Session A读取了已经被 Session b更新但还没有被提交的字段。之后若Session B回滚，Session A读取的内容就是临时且无效的。

数据并发问题-脏读示意图.png

不可重复读

对于两个事务 Session A、 Session B， Session A读取了一个字段，然后 Session B更新了该字段。之后 Session A再次读取同一个字段，值就不同了。那就意味着发生了不可重复读。

数据并发问题-不可重复读示意图.png

幻读

对于两个事务 Session A、 Session B， Session A从一个表中读取了一个字段，然后 Session B在该表中插入了一些新的行。之后如果 Session A再次读取同一个表，就会多出几行。那就意味着发生了幻读

数据并发问题-幻读示意图.png

4种隔离级别

 -- 解决脏写
 READ UNCOMMITTED：读未提交，在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。不能避免脏读、不可重复读、幻读。
 ​
 -- 解决脏写，脏读
 READ COMMITTED：读已提交,它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这是大多数数据库系统的默认隔离级别(但不是MySQL默认的)。可以避免脏读，但不可重复读、幻读问题仍然存在。
 ​
 -- 解决脏写，脏读，不可重复读
 REPEATABLE READ：可重复读，事务A在读到一条数据之后，此时事务B对该数据进行了修改并提交，那么事务A再读该数据，读到的还是原来的内容。可以避兔脏读、不可重复读，但幻读问题仍然存在。这是MySQ的默认隔离级别。
 ​
 -- 解决脏写，脏读，不可重复读，幻读
 SERIALIZABLE：可串行化，确保事务可以从一个表中读取相同的行。在这个事务持续期间，禁止其他事务对该表执行插入、更新和删除操作。所有的并发问题都可以避免，但性能十分低下。能避免脏读、不可重复读和幻读。

MVCC

什么是MVCC

 MVCC（MultiVersion Concurrency Control），多版本并发控制。顾名思义，MVCC是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这项技术使得在InnoDB的事务隔离级别下执行一致性读操作有了保证。换言之，就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行，并且可以看到它们被更新之前的值，这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。
 通过间隙锁next-key locking策略防止幻读的出现。

ReadView数据结构

ReadView是一个数据结构，包含4个字段

  • m_ids：当前活跃的事务编号集合
  • min_trx_id：最小活跃事务编号
  • max_trx_id：预分配事务编号，当前最大事务编号+1
  • creator_trx_id：ReadView创建者的事务编号

RC隔离级别下的MVCC

  • 读已提交：在每一次执行快照读时生成ReadView

MVCC-RC隔离级别-执行流程.png

MVCC-RC隔离级别-第一个快照读.png

事务D第1个select查询，
版本链最近的TRX_ID = 3代入访问规则
1 trx_id(3) = trx_id(4)：不成立，不能访问
2 trx_id(3) < min_trx_id(2)：不成立，不能访问
3 trx_id(3) > min_trx_id(5)：不成立，不能访问

版本链最近的TRX_ID = 2代入访问规则
1 trx_id(2) = trx_id(4)：不成立，不能访问
2 trx_id(2) < min_trx_id(2)：不成立，不能访问
3 trx_id(2) > min_trx_id(5)：不成立，不能访问

版本链最近的TRX_ID = 1代入访问规则
1 trx_id(1) = trx_id(4)：不成立，不能访问
2 trx_id(1) < min_trx_id(2)：成立，可以访问，张三

MVCC-RC隔离级别-第二个快照读.png

事务D第2个select查询，
版本链最近的TRX_ID = 3代入访问规则
1 trx_id(3) = trx_id(4)：不成立，不能访问
2 trx_id(3) < min_trx_id(3)：不成立，不能访问
3 trx_id(3) > min_trx_id(5)：不成立，不能访问

版本链最近的TRX_ID = 2代入访问规则
1 trx_id(2) = trx_id(4)：不成立，不能访问
2 trx_id(2) < min_trx_id(3)：成立，可以访问，张小三

RR隔离级别下的MVCC

  • 可重复读：仅在第一次执行快照读时生成ReadView，后续快照读复用

MVCC-RR隔离级别-执行流程.png

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