MySQL 事务原理：事务概述、隔离级别、MVCC

一、事务

1.1 事务概述

事务：并发连接场景下，用户定义的一个操作序列。这些操作要么都做，要么都不做，是一个不可分割的工作单位。

MySQL的事务就是将多条SQL语句作为整体进行执行。

1）事务的目的：事务将数据库从一种一致性状态转换为另一种一致性状态；保证系统始终处于一个完整且正确的状态。

2）事务的组成：事务可由一条非常简单的 SQL 语句组成，也可以由一组复杂的SQL 语句组成。

3）事务的特征：在数据库提交事务时，可以确保要么所有修改都已经保存，要么所有修改都不保存。事务是访问并更新数据库各种数据项的一个程序执行单元。在 MySQL innodb 下，单条语句都具备事务。

1.2 事务控制语句

-- 显示开启事务
START TRANSACTION | BEGIN
-- 提交事务，并使得已对数据库做的所有修改持久化
COMMIT
-- 回滚事务，结束用户的事务，并撤销正在进行的所有未提交的修改
ROLLBACK
-- 创建一个保存点，一个事务可以有多个保存点
SAVEPOINT identifier
-- 删除一个保存点
RELEASE SAVEPOINT identifier
-- 事务回滚到保存点
ROLLBACK TO [SAVEPOINT] identifier

1.3 ACID特性

1）原子性（A）
事务是访问并更新数据库各种数据项的一个程序执行单元，是不可分割的工作单位。因此事务操作要么全部执行，要么全部不执行，不存在中间状态。若事务执行过程发生错误，通过 undolog 来回滚到事务初始状态。undolog 记录的是事务每步具体操作，当回滚时，回放事务具体操作的逆运算。

undo log 存放在共享表空间内，用于存储旧版本的数据。主要有两个作用：
$\circ$ 事务回滚：记录事务 DML 操作步骤，通过逆运算（逻辑取反）实现事务回滚。

$\circ$ MVCC：记录事务 DML 操作提交后产生的行数据版本信息。

2）一致性（C）
事务的前后，所有的数据都保持一个一致的状态，不能违反数据的一致性检测（完整性约束检查）；

一致性指事务将数据库从一种一致性状态转变为下一种一致性的状态，在事务执行前后，数据库完整性约束没有被破坏。一个事务单元需要提交之后才会被其他事务可见。一致性由原子性、隔离性以及持久性共同来维护的。

一致性的种类：
$\circ$ 数据一致性（数据库完整性约束 – 五大约束），必须遵守。

$\circ$ 预期一致性（逻辑一致性），可以适当破坏。例：查询是否存在，不存在写入，可能出现数据查询不存在，插入时却存在，此时会报错。

3）隔离性（I）
事务的隔离性要求每个读写事务的对象对其他事务的操作对象能相互分离，并发事务之间不会相互影响，防止多个并发事务交叉执行导致数据不一致。

不同程度的隔离级别应对不同的现象，如脏读、不可重复读、幻读。可以通过适度破环一致性，得以提高性能。

通过 MVCC和 锁来实现：
$\circ$ MVCC ：多版本并发控制，主要解决数据库中多个事务并发执行时可能出现的读写冲突和数据不一致问题。通过记录和获取行版本，而不是使用锁来限制读操作，从而实现高效并发读性能。

$\circ$ 锁：用来处理并发 DML 操作；数据库中提供粒度锁的策略，针对表（聚集索引 B+ 树）、页（聚集索引 B+ 树叶子节点）、行（叶子节点当中某一段记录行）三种粒度加锁；

4）持久性（D）
事务一旦完成，要将数据所做的变更记录下来，包括数据存储和多副本的网络备份。

事务提交后，事务 DML 操作将会持久化（写入 redolog 磁盘文件 哪一个页 页偏移值 具体数据）；即使发生宕机等故障，数据库也能将数据恢复。

redolog 记录的是物理日志。事务提交后，记录事务 DML 操作对应物理页修改的内容，写入 redo log 磁盘文件。发生宕机等故障时，恢复数据库数据。

二、隔离级别

ISO 和 ANIS SQL 标准制定了四种事务隔离级别，目的在于提升数据库并发性能。MySQL innodb默认支持的隔离级别是REPEATABLE READ。

2.1 隔离级别的分类

读未提交（Read Uncommitted）、读已提交（Read Committed）、可重复读（Repeatable Read）、串行化（Serializable）。

2.1.1 读未提交（RU）

最低级别的隔离级别，事务可以读取到其他事务未提交的数据。即事务还未提交，其变更就能被其他事务看到

问题：可能导致脏读、不可重复读和幻读问题。

加锁情况：该级别下读不加锁，写自动加排他锁，写锁在事务提交或回滚后释放锁。

2.1.2 读已提交（RC）

事务只能读取到其他事务已提交的数据。即事务提交后，其变更才能被其他事务看到

问题：避免了脏读问题。但仍然可能出现不可重复读和幻读问题。

加锁情况：该级别后支持 MVCC (多版本并发控制)，也就是提供一致性非锁定读（提供了不加锁的读取操作）；此时读取操作读取历史快照数据；该隔离级别下读取历史版本的最新数据，所以读取的是已提交的数据。写自动加排他锁

2.1.3 可重复读（RR）

事务开始后，保证在整个事务过程中读取的数据是一致的。即事务执行过程中看到的数据，一直跟与该事务启动时看到的数据是一致的。

问题：避免了脏读和不可重复读问题，但仍然可能出现幻读问题。

加锁情况：该级别下也支持 MVCC，此时读取操作读取事务开始时的版本数据。写自动加排他锁

2.1.4 串行化

最高级别的隔离级别，事务串行执行，确保了最高程度的隔离性。即，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

问题：避免了脏读、不可重复读和幻读问题，但可能导致较高的并发性能开销。

加锁情况：该级别下给读加了共享锁，写自动加排他锁。

2.2 命令

-- 设置隔离级别
SET [GLOBAL | SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
-- 或者采用下面的方式设置隔离级别
SET @@tx_isolation = 'REPEATABLE READ';
SET @@global.tx_isolation = 'REPEATABLE READ';
-- 查看全局隔离级别
SELECT @@global.tx_isolation;
-- 查看当前会话隔离级别
SELECT @@session.tx_isolation;
SELECT @@tx_isolation;
-- 手动给读加 S 锁
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;
-- 手动给读加 X 锁
SELECT ... FOR UPDATE;
-- 查看当前锁信息
SELECT * FROM information_schema.innodb_locks;

2.3 并发读异常

准备工作

DROP TABLE IF EXISTS `account_t`;
CREATE TABLE `account_t` (`id` INT(11) NOT NULL,`name` VARCHAR(255) DEFAULT NULL,`money` INT(11) DEFAULT 0,PRIMARY KEY (`id`),KEY `idx_name` (`name`)
)ENGINE = INNODB AUTO_INCREMENT=0 DEFAULT CHARSET = utf8;INSERT INTO `account_t` VALUES (7,'M',1000), (1, 'C', 1000),(2, 'B', 1000),(3, 'A', 1000);

2.3.1 脏读

一个事务读到了另一个事务未提交的修改（读到脏数据）。

不可重复读在 RU 隔离级别存在。在读写分离的场景下，可以将 slave 节点设置为 READ UNCOMMITTED。此时脏读不影响，在 slave 上查询并不需要特别精准的返回值。

例如:session B 读到了 session A 中事务未提交的脏数据。

seq	session A	session B
1	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;
2	BEGIN;	BEGIN;
3	UPDATE account_t SET money = money - 100 WHERE name = ‘A’;
4		UPDATE account_t SET money = money - 100 WHERE name = ‘A’;
5	COMMIT;	COMMIT;

2.3.2 不可重复读

事务（A) 可以读到另外一个事务（B）中提交的数据；通常发生在一个事务中两次读到的数据是不一样的情况；不可重复读在隔离级别 READ COMMITTED 存在。一般而言，不可重复读的问题是可以接受的，因为读到已经提交的数据，一般不会带来很大的问题.

例如：session B 读到了 session A 中事务提交的修改，造成两次读取同一个数据不一样。

seq	session A	session B
1	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
2	BEGIN;	BEGIN;
3	UPDATE account_t SET money = money - 100 WHERE name = ‘A’;
4		SELECT money FROM account_t WHERE name = ‘A’;
5	COMMIT;	SELECT money FROM account_t WHERE name = ‘A’;
6		COMMI;

2.3.3 幻读

两次读取同一个范围内的记录得到的结果集不一样。

例如：以name 为唯一键的表，一个事务中查询 select * from table where name = 'tom'; 不存在，接下来 insert into table (name) values ('tom'); 出现错误，此时另外一个事务也执行了 insert 操作；

幻读在隔离级别 REPEATABLE READ 及以下存在；但是可以在 REPEATABLE READ 级别下通过读加锁（使用 next-key locking）解决；

例如：由于 session A 的事务提交了插入操作，导致 session B 两次查询范围的结果不一样。

seq	session A	session B
1	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
2	BEGIN;	BEGIN;
3	INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,‘D’,1000);
4		SELECT * FROM account_t WHERE id >= 2;
5	COMMIT;
6		SELECT * FROM account_t WHERE id >= 2;
7		INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,‘D’,1000);
8		SELECT * FROM account_t WHERE id >= 2 LOCK IN SHARE MODE;
9		COMMI;

解决：通过读加锁（next-key locking）

seq	session A	session B
1	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
2	BEGIN;	BEGIN;
3		SELECT * FROM account_t WHERE id >= 2 LOCK IN SHARE MODE;
4	INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,‘D’,1000);
5		INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,‘E’,1000);
6		COMMI;
7	COMMI;

2.3.4 丢失更新

脏读、不可重复读、幻读都是一个事务写，一个事务读，由于一个事务的写导致另一个事务读到了不该读的数据。
丢失更新是两个事务都是写。丢失更新分为提交覆盖和回滚覆盖；回滚覆盖会被数据库拒绝，所以不可能产生，重点关注提交覆盖。

seq	session A	session B
1	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;	SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
2	BEGIN;	BEGIN;
3	SELECT money FROM account_t WHERE name = ‘A’;
4		SELECT money FROM account_t WHERE name = ‘A’;
5		UPDATE account_t SET money = 1100 WHERE name = ‘A’;
6		COMMIT;
7	UPDATE account_t SET money = 1100 WHERE name = ‘A’;
8	COMMIT;

2.4 区别

1）脏读和不可重复读的区别在于，脏读是读取了另一个事务未提交的数据，而不可重复读是读取了另一个事务提交后的修改。本质上都是其他事务的修改影响了本事务的读取。

2）不可重复读和幻读比较类似；不可重复读是两次读取同一条记录，得到不一样的结果；而幻读是两次读取同一个范围内的记录得到的结果集不一样（可能不同个数，也可能相同个数内容不一样，比如x一行后又添加新行）。

3）不可重复读是因为其他事务进行了 update 操作，幻读是因为其他事务进行了 insert或者 delete 操作。

隔离级别	回滚覆盖	脏读	不可重复读	幻读	提交覆盖
READ UNCOMMITTED	NO	YES	YES	YES	YES
READ COMMITTED	NO	NO	YES	YES	YES
REPEATABLE REA	NO	NO	NO	YES (手动加锁)	YES (手动加锁)
SERIALIZABLE	NO	NO	NO	NO	NO

MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别是可重复读，但是它可以很大程度上避免幻读现象。
1）针对快照读：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：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 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。

2.5 测试代码

DROP TABLE IF EXISTS `account_t`;
CREATE TABLE `account_t` (`id` INT(11) NOT NULL,`name` VARCHAR(255) DEFAULT NULL,`money` INT(11) DEFAULT 0,PRIMARY KEY (`id`),KEY `idx_name` (`name`)
)ENGINE = INNODB AUTO_INCREMENT=0 DEFAULT CHARSET = utf8;SELECT * from account_t;rollback;
INSERT INTO `account_t` VALUES (7,'M',1000), (1, 'C', 1000),(2, 'B', 1000),(3, 'A', 1000);insert into -- 脏读读取了另一个事务未提交的修改 （其他事务的修改影响了本事务的读取）
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
BEGIN
-- 脏读事务1
UPDATE account_t SET money = money - 100 WHERE name = 'A';
-- 脏读事务2
-- SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A';
-- SELECT money FROM account_t WHERE name = 'B';
-- 脏读事务1
UPDATE account_t SET money = money + 100 WHERE name = 'B';
-- 脏读事务1
COMMIT;
-- 脏读事务2
-- COMMIT-- 不可重复读读取了另一个事务提交之后的修改（其他事务的修改影响了本事务的读取）
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
BEGIN
-- 不可重复读事务2
SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A';
-- 不可重复读事务1
UPDATE account_t SET money = money - 100 WHERE name = 'A';
-- 不可重复读事务1
COMMIT;
-- 不可重复读事务2
-- SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A';
-- COMMIT-- 幻读两次读取得到的结果集不一样
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
BEGIN
-- 幻读事务2
-- SELECT * FROM account_t WHERE id >= 2;
-- 幻读事务1
INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,'D',1000);
-- 幻读事务1
COMMIT
-- 幻读事务2
-- SELECT * FROM account_t WHERE id >= 2;
-- COMMIT;-- 丢失更新（提交覆盖）
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
BEGIN
-- 丢失更新事务1
SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A';
-- 丢失更新事务2
-- SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A';
-- UPDATE account_t SET money = 1100 WHERE name = 'A';
-- COMMIT;
-- 丢失更新事务1
UPDATE account_t SET money = 900 WHERE name = 'A';
COMMIT;

三、MVCC

多版本并发控制 MVCC(Multiversion Concurrency Control)，用来实现一致性的非锁定读。非锁定读是指不需要等待访问记录 X 锁（排他锁）的释放。因此 MVCC 没有读写阻塞，只有写写阻塞，提高了并发性。

在 read committed 和 repeatable read 下，innodb 使用MVCC；但是它们对于快照数据的定义不同。
1）在 read committed 隔离级别下，对于快照数据总是读取被锁定行的最新一份快照数据；
2）而在 repeatable read 隔离级别下，对于快照数据总是读取事务开始时的行数据版本；

3.1 read view

read view 是事务进行快照读的时候产生的读视图，保存了当前事务开启时所有活跃事务的列表。

在 read committed 和 read repeatable 隔离级别下，MVCC 采用read view 来实现的，它们的区别在于创建 read view 时机不同：
1）read committed 隔离级别会在事务中每个 select 都会生成一个新的 read view，也意味着在同一个事务多次读取同一条数据可能出现数据不一致；因为在多次读取期间可能有其他事务修改了该条记录，并提交了；

2）read repeatable 隔离级别是启动事务时生成一个 readview，在整个事务读取数据都才使用这个 read view，这样保证了在事务期间读到的数据都是事务启动前的记录。

3.1.1 构成
1） m_ids ：创建 read view 时，当前数据库活跃事务（已启动但未提交的事务）的事务 id 列表；

2）min_trx_id ：创建 read view 时， m_ids 中的最小事务 id；

3）max_trx_id ：创建 read view 时，当前数据库将为下一个事务分配的事务 id；并不一定是 m_ids 中的最大事务 id；

4）creator_trx_id ：创建 read view 所在事务的 id；

3.2 当前读 & 快照读

3.2.1 当前读（Current Read）

当前读是指读取最新提交的数据。当进行当前读时，事务会读取已经提交并且已经写入到数据库中的最新数据。当前读可以获取到最新的数据，但也可能会受到并发事务的影响，因为正在执行的事务可能会修改正在被读取的数据，从而导致一致性问题。对此，当前读使用行级锁定来确保读取最新提交的数据的一致性。

-- 出现当前读的情况
-- 1
select * from table where ... lock in share mode;-- 2
select * from table where ... for update;-- 3
insert into table values(...);-- 4
update table set ?=? where ...;-- 5
delete from table where ...;

3.2.2 快照读（Snapshot Read）
快照读是指读取一个指定时间点的数据快照。当进行快照读时，事务会读取在事务开始之前已提交的数据状态，即使在事务执行期间其他事务进行了更改或提交。这意味着快照读可以提供一种一致性的视图，不受并发事务的干扰。

MVCC 的读指的是快照读（非锁定读），因为没有事务需要对历史数据进行 DML 操作。
在读已提交和可重复读的隔离级别下，对于快照数据的定义不同
$\circ$ RC 级别：读取当前事务锁定行的最新行记录。
$\circ$ RR 级别：读取启动事务时的行记录版本。

-- 出现快照读的情况
select * from table where ......

3.3 聚集索引隐藏列

1）trx_id ：当某个事务对某条聚集索引记录进行修改时，将会把当前事务的 id 赋值给 trx_id；

2）roll_pointer ：当某个事务对某条聚集索引记录进行修改时，会将上一个版本的记录写到 undo log，然后通过roll_pointer 指向旧版本记录，通过它可以找到修改前的记录；

3.4 事务的可见性问题

3.4.1 事务状态

1）已提交的事务

2）已启动未提交的事务

3）还没开始的事务

3.4.2 事物的可见性

事务可以看到事物本身的修改。具体可以通过如下判断：

1）trx_id < min_trx_id ：说明该记录在创建 read_view 之前已经提交，所以对当前事务可见；

2）trx_id >= max_trx_id ：说明该记录是在创建 read_view 之后启动事务生成的，所以对当前事务不可见；

）min_trx_id <= trx_id < max_trx_id ：此时需要判断是否在 m_ids 列表中：
$\circ$ 在列表中：生成该版本记录的事务仍处于活跃状态，该版本记录对当前事务不可见；
$\circ$ 不在列表中：生成该版本记录的事务已经提交，该版本记录对当前事务可见；

四、redo log

redo 日志用来实现事务的持久性；
内存中包含 redo logbuffer，磁盘中包含 redo log file；

当事务提交时，必须先将该事务的所有日志写入到重做日志文件进行持久化，待事务的 commit 操作完成才完成了事务的提交；

redo log 顺序写，记录的是对每个页的修改（页、页偏移量、以及修改的内容）；在数据库运行时不需要对 redo log 的文件进行读取操作；只有发生宕机的时候，才会拿redo log 进行恢复。

五、undo log

undo 日志用来帮助事务回滚以及 MVCC 的功能；存储在共享表空间中；

undo 是逻辑日志，回滚时将数据库逻辑地恢复到原来的样子，根据 undo log 的记录，做之前的逆运算；比如事务中有 insert 操作，那么执行 delete 操作；对于 update 操作执行相反的 update 操作；

同时 undo 日志记录行的版本信息，用于处理 MVCC 功能