MySQL事务原理分析以及隔离与锁

事务

事务的前提是有并发的连接访问，没有并发的连接就没有讨论事务的必要。

事务时用户定义的一系列操作，这些操作要么都做，要么都不做，是一个不可分割的单位。

学习MySQL事务时可以和redis的事务进行对比

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

ACID特性

原子性

事务操作要么都做（提交），要么都不做（回滚）；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；通过 undolog 来实现回滚操作。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； 事务包含的全部操作是一个不可分割的整体，要么全部执行，要么全部不执行。

一致性

数据库完整约束实现数据上的一致性

同时还有逻辑上的一致性

隔离性

防止多个并发事务交叉执行导致数据不一致，通过锁和mvcc实现，但是隔离性会破坏一定的一致性。

持久性

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。

隔离级别

read uncommitted（读未提交）

读：不做任何处理

谢：自动加x锁

read committed（读已提交）

读：mvcc，读取最新版本行数据

写：自动加x锁

repeatedable read（可重复读）

读：mvcc，读取事务开始前版本的行数据

写：自动加x锁

serializable（可串行化）

读：自动加s锁

写：自动加x锁

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;

不同隔离级别并发异常

脏读

一个事务读到另一个未提交事务修改的数据

这种情况出现在读未提交隔离级别出现。

不可重复读

一个事务内两次读取同一个数据不一样

出现在读未提交和读已提交。

幻读

一个事务内两次读取同一个范围内的记录得到的结果集不一样

这个需要解释一下，即在两个连接事务处于可重复读隔离级别中，一个事务提交了id为4的数据，但另一个事务中无法select到这个数据，于是在insert的时候发现已经有了这个数据的情况。

出现在读未提交，读已提交和可重复读下。

MVCC

多版本并发控制；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的行上X锁的释放； 在 read committed 和 repeatable read 下，innodb 使用 MVCC；然后对于快照数据的定义不同； 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；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。

思考：为什么读取快照数据不需要上锁？

因为没有事务需要对历史的数据进行修改操作。

read view

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：

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。

read repeatable 隔离级别是启动事务时生成一个 read view，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；

构成

m_ids ：创建 read view 时，当前数据库活跃事务（开启未提交的事务）的事务 id 列表；

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

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 中的最大事务 id；

creator_trx_id ：创建 read view 所在事务的 id；

聚集索引隐藏列

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 。

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 undolog，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。

锁

共享锁（S）

事务读操作加的锁；对某一行加锁；

在 SERIALIZABLE 隔离级别下，默认帮读操作加共享锁；

在 REPEATABLE READ 隔离级别下，需手动加共享锁，可解决幻读问题；

在 READ COMMITTED 隔离级别下，没必要加共享锁，采用的是 MVCC；

在 READ UNCOMMITTED 隔离级别下，既没有加锁也没有使用 MVCC。

排他锁（X）

事务删除或更新加的锁；对某一行加锁；

在4种隔离级别下，都添加了排他锁，事务提交或事务回滚后释放锁。

意向共享锁（IS）

对一张表中某几行加的共享锁；

意向排他锁（IX）

对一张表中某几行加的排他锁；

目的：为了告诉其他事务，此时这条表被一个事务在访问；作用：排除表级别读写锁 （全面扫描 加锁）。

锁的兼容性

Record Lock

记录锁，单个行记录上的锁；

Gap Lock（重点）

间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身；全开区间；REPEATABLE READ 级别及以上支持间隙锁。

Next-Key Lock

记录锁+间隙锁，锁定一个范围，并且锁住记录本身；左开右闭区间；

Insert Intention Lock

插入意向锁，insert 操作的时候产生；在多事务同时写入不同数据至同一索引间隙的时候，并不 需要等待其他事务完成，不会发生锁等待。 假设有一个记录索引包含键值 4 和 7，两个不同的事务分别插入 5 和 6，每个事务都会产生一个加 在 4-7 之间的插入意向锁，获取在插入行上的排它锁，但是不会被互相锁住，因为数据行并不冲突。

锁兼容

更多资料在：https://github.com/0voice查询