【mysql事务】

一、什么是数据库事务?

事务是mysql执行的最小单元,是作为单个逻辑工作单元执行的一系列操作;
这些操作作为一个整体向系统提交、要么都执行、要么都不执行
事务时一组不可再分割的操作集合(工作逻辑单元)

二、事务的四大特性(ACID)?

• A -原子性:
  事务是一个不可分隔的最小单元。事务中的所有操作,要么全部成功，要么全部失败。
  实现机制:通过mysql的undoLog日志实现(回滚日志)实现。如果事务失败，系统按照undoLog将数据恢复到事务开始前状态。

• C -一致性:
  事务必须是数据库从一个一致性状态转变为另一个一致性状态。类似于转账前后，你和对方的总金额应该保持不变。
  实现机制:一致性是原子性、隔离性和持久性的共同目标,需要应用程序和数据库共同维护。

• I -隔离性:
  多个事务并发执行时，一个事务的执行不影响其他事务。数据库系统提供了不同隔离级别来控制干扰程度。
  实现机制:通过mysql的锁机制和mvcc实现。

• D -一致性:
  一旦事务被提交，对数据库的修改是永久的，即使系统发生故障（如断电、崩溃），数据也不会丢失。
  实现机制:通过mysql的redolog（重做日志）实现。事务提交时，更改会先写入 Redo Log。即使数据还没写入磁盘就崩溃了，重启后也能根据 Redo Log 恢复数据。

三、并发事务可能出现的问题?

多个事务并发执行一定会产生相互争夺资源的问题

脏读:
指一个事务在处理过程中，读到了令一个事务未提交的事务。
当一个事务正在访问数据并且对其进行了修改，但是还没提交事务，这时另外一个事务也访问了这个数据，然后使用了这个数据，因为这个数据的修改还没提交到数据库，所以另外一个事务读取的数据就是“脏数据”，这种行为就是“脏读”，依据“脏数据”所做的操作可能是会出现问题的。

修改丢失:
是指一个事务读取一个数据时，另外一个数据也访问了该数据，那么在第一个事务修改了这个数据之后，第二个事务也修改了这个数据。这样第一个事务内的修改结果就被丢失，这种情况就被称为修改丢失。

不可重复读:
指在一个事务内多次读取同一数据，在这个事务还没结束时，另外一个事务也访问了这个数据并对这个
数据进行了修改，那么就可能造成第一个事务两次读取的数据不一致，这种情况就被称为*不可重复读。

幻读:
是指同一个事务内多次查询返回的结果集总数不一样（比如增加了或者减少了行记录）。

幻读与不可重复读类似，幻读是指一个事务读取了几行数据，这个事务还没结束，接着另外一个事务插入了一些数据，在随后的查询中，第一个事务读取到的数据就会比原本读取到的多，就好像发生了幻觉一样，所以称为幻读。

四、mysql如何解决并发事务带来的问题?

mysql主要是通过锁机制和事务隔离级别来解决并发事务带来的问题。

(1).事务隔离级别

• 读未提交:指一个事务还没提交，他的变更就可以被其他事务看到.
  在此隔离级别下不能解决任何问题。
• 读已提交:指一个事务提交之后，他的变更才能被其他事务看到。
  可以解决脏读问题
• 可重复读:指一个事务在执行过程中，跟这个事务启动时读到的数据时一致的。mysql中InnoDB存储引擎默认隔离级别。
  可以解决脏读和不可重复读问题.
• 串行化:会对记录加上读写锁,多个事务对这条记录进行读写操作时，如果出现读写冲突的情况，后访问的事务必须等待前一个事务执行完成，才可继续执行。
  解决了幻读，不可重复读,脏读问题.

读已提交和可重复读主要是通过mvcc实现的

(2).锁机制

锁是隔离级别实现的底层机制。

• 按粒度分:

  • 表级锁:锁住整张表。开销小，加锁快，但并发度低。MyISAM引擎主要使用表锁。
  • 行级锁:只锁定需要操作的行。开销大，加锁慢，但并发度高。InnoDB引擎主要使用行锁。

• 按兼容性分

  • 共享锁: 也称读锁。一个事务获取了某行的共享锁，其他事务可以读这行，但不能写它。SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;
  • 排他锁:也称写锁。一个事务获取了某行的排他锁，其他事务既不能读也不能写这行。SELECT ... FOR UPDATE;

• InnoDB的特殊锁:

  • 记录锁：锁住单条索引记录。
  • 间隙锁：锁住一个索引区间，但不包括记录本身。这是解决幻读的关键。
  • 记录锁 + 间隙锁。它锁住一条记录和该记录之前的间隙。这是InnoDB在可重复读隔离级别下默认的行锁算法，它能有效防止幻读。

五、核心机制:mvcc(多版本并发控制)

核心思想:为每一行数据维护多个历史版本,当一个事务需要读取数据时,它可以看到一个开始时的数据快照，而无需等待其他正在修改该数据的事务结束。这就实现了读写不阻塞,大大提升了并发性能。

MVCC的三大核心构件:

MVCC的实现依赖于三个核心部分：隐藏字段、Undo Log 和 Read View。

1.隐藏字段
InnoDB在每个数据行（存储在聚簇索引中）的后面自动添加了三个（实际上是两个半）隐藏字段：

• DB_TRX_ID（6字节）：最近修改事务ID。记录最后一次插入或更新该行数据的事务ID。DELETE操作在InnoDB内部也被视为一次更新。
• DB_ROLL_PTR（7字节）：回滚指针。指向该行数据上一个版本在Undo Log中的存储位置。所有的旧版本通过这个指针连接成一个版本链。
• DB_ROW_ID（6字节）：行ID。如果表没有定义主键，InnoDB会自动生成这个隐藏字段作为聚簇索引的主键。如果表有主键，则不会生成。

2.UndoLog
Undo Log主要用于事务回滚和MVCC。它存储的是数据被修改之前的旧版本。

• 当执行INSERT时，Undo Log会记录对应主键，回滚时直接删除。
• 当执行UPDATE或DELETE时，Undo Log会记录修改前的整行数据（或修改的列），并包含DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR，该DB_ROLL_PTR指向上一个更早的版本。

这些Undo Log版本通过DB_ROLL_PTR指针串联起来，形成一个单向链表，即版本链。链表的头部是最新的数据，尾部是最旧的数据。

3.ReadView（读视图）

Read View是MVCC的“裁判”，它决定了当前事务能看到版本链中的哪个数据版本。

当事务执行一条快照读（普通的SELECT语句，非SELECT … FOR UPDATE）时，会根据当前的隔离级别创建一个（或复用）Read View。
Read View主要包含以下几个关键信息：

• m_ids：生成Read View时，系统中活跃的（未提交的）事务ID列表。
• min_trx_id：m_ids中的最小值。
• max_trx_id：生成Read View时，系统应该分配给下一个事务的ID。
• creator_trx_id：创建该Read View的当前事务的ID。

数据可见性判断算法:
一个事务去访问记录的时候，除了自己的更新记录总是可见之外，还有这几种情况：

• 如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的 min_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 前生成的，所以该版本的记录对当前事务可见。
• 如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的 max_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View后才启动的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务不可见。
• 如果记录的 trx_id 值在 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中：
  • 如果记录的trx_id在m_ids 列表中，表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着（还没提交事务），所以该版本的记录对当前事务不可见
  • 如果记录的trx_id没在m_ids 列表中，表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交，所以该版本的记录对当前事务可见

如果当前版本不可见，就顺着版本链的 DB_ROLL_PTR 找到上一个版本，然后重复上述判断规则，直到找到第一个可见的版本或到达链尾。

不同隔离级别下的差异:

MVCC的关键行为差异体现在Read View的创建时机上：
读已提交:

• 在每次执行select时，都会创建一个ReadView。
• 效果：因为每次读都重新看一眼当前系统的提交状态，所以总能读到其他事务最新提交的数据。这解决了脏读，但可能导致不可重复读和幻读。

可重复读:

• 在第一次select语句执行时都会生成一个readView,在整个事务的后续操作中都复用这个相同的Read View。
• 效果:因为“第一眼”看到的数据状态被定格了，所以在整个事务过程中，无论读多少次，看到的数据都是一致的。这解决了脏读和不可重复读，并通过快照在很大程度上避免了幻读。