深入理解MySQL事务（万字详）

什么是事务

首先，我们知道MySQL是一定会在同时被多个用户访问的，那么就会发送下面这种情况

上述情况就会导致，同一张票被出售两次，显然不合理；

那么我们应该如何做，才可以避免上述情况呢？当满足下列条件时，即可避免

• 买票的过程是原子的

我买票的时候别人不能影响我

• 买票的过程不能互相影响

我正在买的时候，你来买了

• 买完票应该是永久的

我买完票，交完钱了，你不能不给我票，直接扣我的钱，而什么也不给我，即不给票也不还钱

• 买前，买后状态是确定的

买前、买后、买成功、买失败，不能模棱两可，一定是确定的，成不成功并不重要

那么到底什么是事务呢？？？

事务是一组逻辑上相关的数据库操作（DML语句），这些操作要么全部成功，要么全部失败。事务的主要目的是确保数据的完整性和一致性。例如，在一个银行转账系统中，转账操作需要同时更新两个账户的余额，这两个操作必须作为一个整体执行，否则会导致数据不一致。

• 我对我的账号+100；
• 我对你的账号-100；

单独的一条SQL并没有实际意义

一个 MySQL 数据库，可不止你一个事务在运行，同一时刻，甚至有大量的请求被包
装成事务，在向 MySQL 服务器发起事务处理请求。而每条事务至少一条 SQL ，最多很多 SQL ，这样如果大家都访问同样的表数据，在不加保护的情况，就绝对会出现问题

所以，一个完整的事务，绝对不是简单的 sql 集合，还需要满足如下四个属性，通常称为ACID属性：

• 原子性（Atomicity）：事务中的所有操作要么全部成功，要么全部失败。如果事务在执行过程中发生错误，系统会回滚到事务开始前的状态

• 一致性（Consistency）：事务执行前后，数据库必须保持一致状态。这意味着事务执行后，数据库必须满足所有的完整性约束

• 隔离性（Isolation）：多个事务并发执行时，每个事务的操作应该与其他事务隔离，防止数据不一致。MySQL提供了不同的隔离级别来控制事务的隔离程度，包括读未提交（ Readuncommitted ）、读提交（ read committed ）、可重复读（ repeatable read ）和串行化（ Serializable ）

• 持久性（Durability）：一旦事务提交，对数据的修改就是永久的，即使系统发生故障也不会丢失

综上，事务就是在ACID四大属性的加持下，由一条、多条SQL构成的；
事务的本质（白话）是站在MySQL使用者角度，我要完成一个功能（转账），这个功能由多条SQL语句组成；

为什么会出现事务

首先，事务被 MySQL 编写者设计出来；
本质是为了当应用程序访问数据库的时候，事务能够简化我们的编程模型，
不需要我们去考虑各种各样的潜在错误和并发问题。
因此事务本质上是为了应用层服务的，而不是伴随着数据库系统天生就有的。

事务的版本支持

首先，在 MySQL 中只有使用了 Innodb 数据库引擎的数据库或表才支持事务， MyISAM 不支持。

我们可以通过以下SQL来查询

• Engine： 表示存储引擎的名称
• Support： 表示服务器对存储引擎的支持级别，YES表示支持，NO表示不支持，DEFAULT表示数据库默认使用的存储引擎，DISABLED表示支持引擎但已将其禁用
• Comment： 表示存储引擎的简要说明
• Transactions： 表示存储引擎是否支持事务，可以看到InnoDB存储引擎支持事务，而MyISAM存储引擎不支持事务
• XA： 表示存储引擎是否支持XA事务
• Savepoints： 表示存储引擎是否支持保存点

事务的提交方式

事务的提交方式常见的有两种：

• 自动提交
• 手动提交

我们可以用下面SQL来查询当前的提交方式

此时Value的值为ON表示自动提交

用 SET 来改变 MySQL 的自动提交模式:

将autocommit的值设置为1表示打开自动提交，设置为0表示关闭自动提交

事务常见操作方式

正常演示 - 证明事务的开始与回滚

提前准备

为了便于演示，我们将MySQL的隔离级别设置的比较低，即成读未提交

现象如下

创建测试表，简单银行用户表

启动一个事务，一旦启动后，之后的所有SQL都属于同一个事务

两种启动事务的方式

设置savapoint s1并插入一条数据

设置savapoint s2并插入一条数据

设置savapoint s3并插入一条数据

回滚事务

回滚到s3时，s3后面的SQL就没有了；
回滚到s1时，s1后面的SQL就没有了；

提交事务

提交事务后就不能回滚了

丢弃整个SQL，直接rollback；

非正常演示1 - 证明未commit，客户端崩溃，MySQL自动会回滚（隔离级别设置为读未提交）

事务在提交之前因为某些原因与MySQL断开连接，那么MySQL会自动让事务回滚到最开始，此时事务内容无效；
这也就是ACID中的A属性，原子性

非正常演示2 - 证明commit了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化

非正常演示3 - 对比试验。begin会自动更改提交方式

查看autocommit的值为ON，表示事务的提交方式是自动提交

事务在提交之前与MySQL断开连接，那么MySQL依旧会自动让事务回滚到最开始；

证明begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响

非正常演示4 - 证明单条 SQL 与事务的关系

将autocommit设置为ON，表示事务执行后自动提交

• 查看autocommit的值为ON，表示事务的提交方式是自动提交
• 左终端中直接向表中新插入一条记录，由于隔离级别是读未提交，因此在右终端中肯定能够查询到新插入的这条记录
• 执行单条SQL后不使用commit进行提交，MySQL异常退出，这时右终端仍然可以看到之前新插入的记录了，因为单条SQL在执行后被自动提交持久化了

将autocommit设置为OFF，表示事务执行后需要手动提交

• 设置autocommit的值为OFF，表示事务执行后需要手动提交
• 左终端中直接向表中新插入一条记录，由于隔离级别是读未提交，因此在右终端中肯定能够查询到新插入的这条记录
• 执行单条SQL后不使用commit进行提交，MySQL异常退出，这时右终端看不到之前新插入的记录了，因为单条SQL在执行后异常退出，MySQL断开连接则会自动进行回滚操作

结论：我们之前一直都在使用单SQL事务，只不过autocommit默认是打开的，因此单SQL事务执行后自动就被提交了

事务的隔离级别

举个例子：

你妈妈给你说：你要么别学，要学就学到最好。至于你怎么学，中间有什么困难，你妈妈不关心。那么你的学习，对你妈妈来讲，就是原子的。那么你学习过程中，很容易受别人干扰，此时，就需要将你的学习隔离开，保证你的学习环境是健康的。

• 数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰，就有了一个重要特征：隔离性
• 数据库中，允许事务受不同程度的干扰，就有了一种重要特征：隔离级别

隔离级别

• 读未提交（Read Uncommitted）：事务可以读取其他事务未提交的数据，可能会导致脏读、不可重复读和幻读。

• 读已提交（Read Committed）：事务只能读取其他事务已提交的数据，避免了脏读，但可能会导致不可重复读和幻读。

• 可重复读（Repeatable Read）：MySQL默认的隔离级别，确保同一事务中多次读取同一数据时，结果一致。避免了脏读和不可重复读，但可能会有幻读。

• 串行化（Serializable）：最高的隔离级别，强制事务串行执行，避免了脏读、不可重复读和幻读，但性能最差。

查看与设置隔离性

查看隔离级别

• 查看全局的隔离级别

SELECT @@global.transaction_isolation;

• 查看会话隔离级别

SELECT @@session.transaction_isolation;

也可以省略掉session

SELECT @@transaction_isolation;

设置隔离级别

语法：

SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED 
| READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

• 设置会话隔离级别

只会影响当前会话的隔离级别，不会影响全局的，即使新起会话也不会影响

• 设置全局隔离级别

设置全局隔离级别会影响后续的新会话，但当前会话的隔离级别没有发生变化，如果要让当前会话的隔离级别也改变，则需要重启会话

读未提交（Read Uncommitted）

事务A所作的修改在没有提交之前，事务B就已经能够看到了

一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新(或其他操作)但是未commit的数据，这种现象叫做脏读

读提交（Read Committed）

事务A所作的修改在没有提交之前，事务B不能看到
只有当事务A提交后，事务B才能看到修改后的数据

在B事务没有commit之前，执行过程中，两个相同的select查询得到了不同的数据，这种现象叫做不可重复读

不可重复读是个问题吗？？

可重复读（Repeatable Read）

A事务修改数据，B事务并不能查到

只有A事务commit后，B事务也查不到

只有当双方都commit后，B事务才可以查到

• 在可重复读隔离级别下，一个事务在执行过程中，相同的select查询得到的是相同的数据，这就是可重复读
• 一个事务在执行过程中，相同的select查询得到了新的数据，如同出现了幻觉，这种现象叫做幻读

串行化（Serializable）

将隔离级别都设置为串行化，双方查询互不影响

此时事务A要删除一个数据，但是阻塞在了这里

但是事务B的查询并不受影响

当事务Bcommit后，离开事务A就恢复，立马执行SQL对表进行修改

• 串行化是事务的最高隔离级别，多个事务同时进行读操作时加的是共享锁，因此可以并发执行读操作，但一旦需要进行写操作，就会进行串行化，效率很低，几乎不会使用

结论：

一致性

多版本并发控制MVCC

数据库的并发场景

• 读-读并发：不存在任何问题，也不需要并发控
• 读-写并发：有线程安全问题，可能会存在事务隔离性问题，可能遇到脏读、幻读、不可重复读
• 写-写并发：有线程安全问题，可能会存在两类更新丢失问题

1. 每个事务都有自己的事务ID，ID的大小决定着，事务到来的顺序；
2. mysqld可能会在一个时间范围中处理多个事务，事务也有自己的声明周期，mysqld要对多个事务进行管理；

3个记录隐藏列字段

当我们创建下面一个表

该记录不仅包含name和age字段，还包含上述三个隐藏字段

undo日志

MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的

• redo log：重做日志，用于MySQL崩溃后进行数据恢复，保证数据的持久性
• bin log：逻辑日志，用于主从数据备份时进行数据同步，保证数据的一致性
• undo log：回滚日志，用于对已经执行的操作进行回滚，保证事务的原子性

快照

现在有一个事务ID为10的事务，要将刚才插入学生表中的记录的学生姓名“张三”改为“李四”

• 事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁
• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)
• 所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 ‘李四’。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它
• 事务10提交，释放锁

又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)

• 先给该记录加行锁
• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log
• 现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它
• 事务11提交，释放锁

这样就形成了一个基于历史版本的链表

上面的每个版本，我们可以称之为快照

当前读 、快照读

当前读：读取最新的记录，就叫做当前读。
快照读：读取历史版本，就叫做快照读。
事务在进行增删查改的时候，并不是都需要进行加锁保护：

• 事务对数据进行增删改的时候，操作的都是最新记录，即当前读，需要进行加锁保护

• 事务在进行select查询的时候，既可能是当前读也可能是快照读，如果是当前读，那也需要进行加锁保护，但如果是快照读，那就不需要加锁，因为历史版本不会被修改，也就是可以并发执行，提高了效率，这也就是MVCC的意义

Read View

Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID

其源码

class ReadView {
	// 省略...
private:
	/** 高水位：大于等于这个ID的事务均不可见*/
	trx_id_t m_low_limit_id;
	
	/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
	trx_id_t m_up_limit_id;
	
	/** 创建该 Read View 的事务ID*/
	trx_id_t m_creator_trx_id;
	
	/** 创建视图时的活跃事务id列表*/
	ids_t m_ids;
	
	/** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
	* 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
	trx_id_t m_low_limit_no;
	
	/** 标记视图是否被关闭*/
	bool m_closed;
	
	// 省略...
};

也就是

• id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id
  事务id小于m_up_limit_id（已提交）或事务id为创建该Read View的事务的id，则可见

• id >= m_low_limit_id
  事务id大于等于m_low_limit_id，则不可见

• m_ids.empty()
  事务id位于m_up_limit_id和m_low_limit_id之间，并且活跃事务id列表为空（即不在活跃列表中），则可见