Mysql初探：数据库事务概述

概述此文为极客时间：MySQL实战45讲的 3、8、18、19节事务相关部分的总结 一、事务的启动方式 mysql 主要有两种事务的启动方式： begin 或 start transaction显式启动事

此文为极客时间：MysqL实战45讲的 3、8、18、19节事务相关部分的总结

一、事务的启动方式

MysqL 主要有两种事务的启动方式：

begin 或 start transaction显式启动事务。对应的提交语句是 commit ，回滚是 rollbackset autocommit = 0关闭自动提交，然后在执行第一条 sql 的时候启动事务，这个事务会一直持续到你主动 commit 或者 rollback，或者断开连接才会结束。

有一些客户端连接框架会在连接成功后默认修改设置，这可能导致意外的长事务。因此，显示启动事务明显是比较安全的，但是对于一些需要频繁使用事务的业务，每次都需要调用 begin 然后再 commit。对于这种情况，可以使用 commit work and chain，当 autocommit = 1时，使用该语句可以在提交以后自动开启下一个新事务。

这样省去了再次执行 begin 语句的开销，而且可以明确地知道每个语句是否处于事务中。

除此之外，我们还可以使用 sql 去在 information_schema 库的 innodb_trx 这个表中查询长事务：

select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(Now(),trx_started)) > 60

比如上面这条语句，就是用于查找持续时间超过 60s 的事务

二、事务的隔离级别

我们知道事务有四大特性（ACID）：原子性，一致性，隔离性，持久性。

针对隔离性，我们有：

读未提交：一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。读已提交：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：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：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。

简单的理解：

读未提交：别人改数据的事务尚未提交，我在我的事务中也能读到。读已提交：别人改数据的事务已经提交，我在我的事务中才能读到。可重复读：别人改数据的事务已经提交，我在我的事务中也不去读。串行化：我的事务尚未提交，别人就别想改数据。

以这张图为例：

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。读已提交：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。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。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。

我们不难看出，读已提交和可重复读，最大的区别在于，当一个查询的事务尚未提交，另一个修改的事务的提交是否会影响到这次查询结果。

三、事务隔离的实现1.脏读，幻读，不可重复读

说起事务，就不得不提到三种错误读：

脏读（读到了RoolBack）：表示一个事务能够读取另一个事务中还未提交的数据。这个未提交数据就是脏读（Dirty Read）。幻读（读到了insert）：指同一个事务内多次查询返回的结果集不一样。不可重复读（读到了update）：是指在一个事务内，多次读同一数据。第一类丢失更新：两个事务更新同一条数据资源，后做的事务撤销，发生回滚造成已完成事务的更新丢失第二类丢失更新：两个事务更新同一条数据资源，后完成的事务会造成先完成的事务更新丢失2.事务隔离的实现

在实现上，数据库里面会创建一个视图，当访问的时候以视图的逻辑结果为准。

这里需要注意一下，这里的视图区别于我们自己创建的 VIEw ：

innodb 创建的，用于实现 MVCC 时的一致性读视图，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。

读未提交：直接返回记录上的最新值，没有视图概念；读已提交：这个视图是在每个 sql 语句开始执行的时候创建的。可重复读：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。串行化：直接用加锁的方式来避免并行访问。

这里单独对读已提交和可重复读的逻辑做一个区分：

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。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交	√	√	√
读已提交	×	√	√
可重复读	×	×	√
串行化	×	×	×

四、MVCC1.概述

MVCC 即是并发版本控制。拿可重复读举个例子：

我们知道 innodb 有个 undo log ，每条记录在更新的时候都会在 undo log 中记录一条回滚 *** 作，通过日志记录可以回滚到上一状态的值。

假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4，在回滚日志里面就会有类似下面的记录。

当前的值是4，但是对于不同时间段启动的事务创建的视图ABC而言，分别为1，2，4，这时就算把4再改成5，对于ABC三个视图也不会有影响。

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）。

2.一致性读视图的实现

当在可重复读隔离级别下时，事务在启动的时候就给整库“拍了个快照”，这个快照就是我们在事务的隔离提到过一致性读视图。这个视图是逻辑上的，用于描述事务之间的可见性。

在 innodb 里，每个事务都有独有的 transaction ID，这是在事务开始的时候向系统申请的，是严格递增的。

而每行数据也有多个版本，每次事务更新数据的时候都会把 ID 赋给对应版本数据的 row trx_ID。

如上图，我们可以看到这一行数据被三个事务进行了修改，现在有四个版本,每个版本更新前都会记录一条回滚的语句在 undo log。

事实上，V1，V2这些版本的数据并不是真实存在的，而是在需要的时候才通过 undo log 计算获取。比如需要 V2，就从 V4 经过 U3 和 U2 获得。

现在我们知道数据版本是如何跟事务绑定的，那么事务的隔离就很好理解了：当一个事务启动的时候，获取事务 ID，事务ID比他小的说明是在他之前就产生的，这些事务对应的版本就是被本事务承认的，反之，则这些数据是不被本事务承认的，要向前找到可以承认的数据版本。

为此，innodb 会在事务启动的时候，为事务创建一个数组，这个数字里会存放所有当前启动了但是还没提交的事务的 ID。这个数组里最小的视为低水位，最大的+1视为高水位，从低水位到高水位中间的这块区域，就是当前事务的一致性视图。这段 *** 作是在锁保护性进行的。

3.数据版的一致性读

假如我们只在事务里面进行查询，而暂时不涉及到更新，那么基于一致性视图，当前事务就可以根据数据版本ID，也就是 row trx_ID 来判断当前数据版本对于自己而言是否可见：

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；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；如果落在黄色部分，那就包括两种情况若 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；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。

当然，可能存在这么一种情况：如果有一个事务在未提交事务的区间，但是在当前事务获

仍然以上图为例，假如有一个事务，他的低水位是18，也就是说在他启动的时候，row trx_ID 是17 的V3是最新的版本，在他查询的时候，而最新的版本变成了 row trx_ID 是25的V4，那么对他而言V4是不可见的，于是通过 undo log U3 计算得到V3，V3低于他的低水位，所以V3是可见的，故对于该事务而言值就是V3的值。

可以看到，事务开始前和事务开始后读到的数据都一致的，这个就是一致性读。可重复读依赖这个隔离级别核心依赖于此。

4.数据的当前读

当事务里只进行查询的时候一致性读可以保证读取的正确性，但是如果进行的是更新，那么一致性读反而会导致错误。我们以下图为例：

原本 k 是2，事务C进行了更新并且率先提交，对于事务C而言，此时k是3，但是事务B又进行了一次更新，那么等到提交的时候，k该是3还是4？

这里涉及到一个规则。因为更新总是需要先读后改，所以更新的读必须要读最新的数据，也就是当前读。

值得一提的是，如果是 select 语句，如果加了读锁或者写锁，也是当前读：

# 加读锁select k from t where ID=1 lock in share mode;# 加写锁select k from t where ID=1 for update;

然后，我们在前面了解了行锁，而行锁有一个两阶段锁的机制：事务里的有对某一行数据的更新，那么sql执行前就会去获取行锁，然后执行完sql之后不释放，等到事务提交之后才会去释放锁。由于事务C先获取了行锁，那么事务B的更新就会等待事务C释放锁以后才会得到锁。反映到执行上，就是事务B的 update 等到 事务C提交了才会继续进行。

也就说，而行锁的两阶段锁保证了更新的顺序进行，当前读机制保证的更新语句总是能拿到最新的数据。

5.一致性视图与可重复读和读已提交

MVCC 实现的核心在于一致性视图，可重复读和读已提交建立视图的机制决定了他们实现效果的不同：

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。6.为什么要避免长事务占用日志空间：因为一致性视图需要通过 undo log 去计算旧版本的数据，而 undo log 只有在没有比某条日志更早的一致性视图时才会删除。所以如果存在长事务，可能就会导致数据库的视图存在很长时间，直到这些视图删除前日志都会一直保留，这将会导致占用大量存储空间。影响版本控制计算性能：在可重复读这个隔离级别下，如果其他事务对某条数据进行了非常多次的 *** 作，最后会导致本事务读取的时候必须要通过 undo log 计算非常多次才能找到最初的数据版本。占用锁资源：长事务还会可能会占用锁资源，比如只有等事务提交才能释放的行锁。五、总结

1.事务的启动：

begin 或 start transaction显式启动事务。对应的提交语句是 commit ，回滚是 rollback；set autocommit = 0`关闭自动提交，然后在执行第一条 sql 的时候启动事务，这个事务会一直持续到你主动 commit 或者 rollback，或者断开连接才会结束。

2.事务的隔离级别：

读未提交：别人改数据的事务尚未提交，我在我的事务中也能读到。会脏读，幻读，不可重复读；读已提交：别人改数据的事务已经提交，我在我的事务中才能读到。会幻读，不可重复读；可重复读：别人改数据的事务已经提交，我在我的事务中也不去读。会不可重复读；串行化：我的事务尚未提交，别人就别想改数据。加锁，不会错误读。

3.并发版本控制（MVCC）：

每个事务的更新都会产生一个新版本数据，每个数据版本有自己的 row trx_ID，对应更新他们的事务的 transaction ID；

事务启动时 innodb 为事务创建一个数组，这个数字里会存放所有当前启动了但是还没提交的事务的 ID。这个数组里最小的视为低水位，最大的+1视为高水位，从低水位到高水位中间的这块区域，就是当前事务的一致性视图。根据事务版本 ID 从一致性视图中判断该版本对本事务是否可见；

可重复读和读已提交建立视图的机制决定了他们实现效果的不同：

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。

总结

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