mysql 事务

Posted 2020-11-22 wq_庆

ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性）

事务就是要保证一组数据库操作，要么全部成功，要么全部失败。在 mysql 中，事务支持是在引擎层实现的。MySQL 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务， MyISAM 引擎就不支持事务。

当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题。

隔离级别

　　隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点。

• 读未提交（read uncommitted）：一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
• 读提交（read committed）：一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
• 可重复读（repeatable read）：一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。
• 串行化（serializable ）：串行化，顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。

　　

　　1. 若隔离级别是“读未提交”， 则 V1 的值就是 2。这时候事务 B 虽然还没有提交，但是结果已经被 A 看到了。因此，V2、V3 也都是 2。

　　2. 若隔离级别是“读提交”，则 V1 是 1，V2 的值是 2。事务 B 的更新在提交后才能被 A 看到。所以， V3 的值也是 2。

　　3. 若隔离级别是“可重复读”，则 V1、V2 是 1，V3 是 2。之所以 V2 还是 1，遵循的就是这个要求：事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。

　　4. 若隔离级别是“串行化”，则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候，会被锁住。直到事务 A 提交后，事务 B 才可以继续执行。所以从 A 的角度看， V1、V2 值是 1，V3 的值是 2。

　　数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。在“读提交”隔离级别下，这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。“读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念；而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。

 

隔离级别实现（可重复读）

可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。

多版本并发控制（MVCC）

　　在 MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。

　　假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4，undo log记录：

　

 　　当前值是 4，但是在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的 read-view。如图中看到的，在视图 A、B、C 里面，这一个记录的值分别是 1、2、4，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）。对于 read-view A，要得到 1，就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

MySQL 的事务启动方式有以下几种：

1. 显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit，回滚语句是 rollback。

2. set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句，或者断开连接。

MVCC实现原理

1.视图：

• 一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ，而它的查询方法与表一样。
• 另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，即 consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。没有物理结构，作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

2.MVCC是怎么工作的：

　　在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意，这个快照是基于整库的。

　　“快照”实现：

　　　　InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。

　　　　每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。

　　也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。（表结构不支持“可重复读”，因为表结构没有对应的行数据，也没有 row trx_id，因此只能遵循当前读的逻辑。）

　　　　

 　　　   图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。

　　　　三个虚线箭头，就是 undo log；而 V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的。比如，需要 V2 的时候，就是通过 V4 依次执行 U3、U2 算出来。

　　　　（按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。因此，一个事务只需要在启动的时候声明说，“以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认；如果是我启动以后才生成的，

　　就不认，我必须要找到它的上一个版本”。如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。）

 

　　一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况：

　　1. 版本未提交，不可见；

　　2. 版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；

　　3. 版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见。

 

　　一致性视图（read-view）：

　　　　1. innoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。

　　　　2. 数组里面事务 ID 的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。

　　　　3. 这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。

　　　　数据版本的可见性规则，就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

　　　　

　　　　对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的 row trx_id，有以下几种可能：

　　　　1. 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；

　　　　2. 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；

　　　　3. 如果落在黄色部分，那就包括两种情况

　　　　　　a.  若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；

　　　　　　b.  若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

 

　　当前读

　　更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值（最新版本），称为“当前读”（current read）。除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。

　　查询加lock in share mode 或 for update，读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）。当前读

mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
mysql> select k from t where id=1 for update;

读提交

读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，区别：

• 在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图；
• 在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。