简介
事务是由一组sql语句组成的逻辑处理单元
事务四个特性
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原子性（Atomicity）： 要么都成功要么都失败 undo log实现一致性（Consistent）： 如转账前后两个数额总合保持不变隔离性（lsolation）：数据库提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境下运行 锁，mvcc多版本并发控制持久性（Durable）：事务提交持久化磁盘 redo log |
事务隔离级别
数据库的事务隔离级别有四种，分别是读未提交，读已提交，可重复读，序列化，不同的隔离级别会产生脏读，幻读，不可重复读等相关问题，因此，在选择隔离级别的时候要根据应用场景来决定，使用不同的隔离级别
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| READ-UNCOMMITTED | √ | √ | √ |
| READ-COMMITED | × | √ | √ |
| REPEATABLE-READ | × | × | √ |
| SERIALIZABLE | × | × | × |
事务隔离级别带来的问题
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脏读（Dirty Reads一个事务访问到了另外一个事务未提交的数据）： 当一个事务正在访问数据，并且对数据进行了修改，而这种修改还没有提交到数据库中，这时另一个事务也访问这个数据，然后使用了这个数据。不可重复度（Non-Repeatable Reads 一个事务两次同样的查询，查询到了不同的数据）： 一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，发现和以前读出的数据不一致 更新删除幻读（Phantom Reads 一个事务两次同样的查询，查询到了不同的数据）： 一个事务按照相同的查询条件重新读取以前查询过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据 插入 |
验证
查看事务的隔离级别show variables like ‘tx_isolation';
查看事务是否自动提交show variables like ‘autocommit';
关闭自动提交事务=0|OFF
set autocommit = 0;
脏读：
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设置事务隔离级别A、B set session transaction isolation level read uncommitted;sessionA开启事务 start transaction;插入一条数据 INSERT INTO `db_test`.`t_user`(`id`, `name`) VALUES (5, 'DuQi');sessionB另一个连接进行查询 select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ 此时连接B查询到连接A未提交的事务的记录id为5 到这里验证了一个session读取到了另一个事务未提交的数据 |
不可重复读：
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修改事务隔离级别 set session transaction isolation level read committed;A开启事务 start transaction;验证更新 B执行查询语句 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ A执行更新语句 update t_user set name = 'duqi' where id = 5; B执行查询语句 start transaction; MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ A提交事务 commit; B执行查询语句（同一个事务两次查询结果不一致) MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | duqi | +----+----------+继续验证删除 A 开启事务 B开启事务 start transaction ; A删除一条记录 delete from t_user where id = 5; B事务查询正常，查询被删除的记录还在 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ A commit; B 继续查询 发现同一事物中多次查询结果不一致 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | +----+----------+验证插入 A、B 开启事务 start transaction; A 插入记录 INSERT INTO `db_test`.`t_user`(`id`, `name`) VALUES (5, 'DuQi'); B进行查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | +----+----------+ A提交事务 commit; B查询 也是能查询到A提交的事务 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ |
幻读：
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修改事务隔离级别 set session transaction isolation level repeatable read;A、B开启事务 start transaction;A插入一条数据 INSERT INTO `db_test`.`t_user`(`id`, `name`) VALUES (5, 'DuQi');B查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | +----+----------+A提交事务 commit;B事务查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+可能发现，不同事务之间，插入是可以查询到的咱们再继续验证更新和删除 A、B开启事务 A更新 update t_user set name = 'duqi' where id = 5; B查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ A提交事务commit B继续查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | DuQi | +----+----------+ 咱们再继续验证删除 A、B开启事务 A事务执行删除操作 delete from t_user where id = 5; B事务执行查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | duqi | +----+----------+ A提交事务，B继续查询 MySQL [db_test]> select * from t_user; +----+----------+ | id | name | +----+----------+ | 1 | ZhangSan | | 2 | LiSi | | 3 | WangWu | | 4 | LaoWang | | 5 | duqi | +----+----------+可能大家会发现，REPEATABLE-READ 事务隔离级别解决了删除和更新的问题，但是插入的问题一直存在。 |
MVCC
多版本并发控制。MVCC是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存
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mvcc在Mysql INNODB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读。 |
了解mvcc之前首先要了解两个概念，什么是当前读，什么是快照读
当前读
读取最新版本的数据
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像select lock in share mode（共享锁），select for update；update、insert、delete（排他锁）这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读？ 就是它读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁 |
快照读
读取历史版本的数据
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像不加锁的select操作就是快照读，既不加锁的非阻塞读；快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读；之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于多版本控制并发控制，既MVCC，可以认为mvcc是行锁的一个变种，但它在很多情况下避免了加锁操作，降低了开销； |
当前读、快照读、MVCC关系
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MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读是mysql为实现mvcc的一个非阻塞读功能。mvcc模块在Mysql中的具体实现是由三个隐式字段，undo日志，readview三个组件来实现的。 |
这里补充一点：三个隐式字段中其中有一个是列的唯一标志。有些同学设计表的时候一定要加主键（列依赖主键），即使它几乎无用处也要加上。其实对于配置表，几乎不进行增删操作的表完全没必要加主键，mysql在插入数据的时候会进行判断表有无主键，如果有主键会使用主键作为唯一标示，如果没有主键，会自动生成7byte大小的主键，所以表的合理性要根据不用使用场景进行设计。
mvcc 解决的问题
并发场景
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1、读读：不存在任何问题，也不需要并发控制2、读写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离级别问题，可能遇到脏读、不可重复读、幻读3、写写：有线程安全问题，可能存在更新丢失问题 |
解决的问题
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1、在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能2、解决脏读、幻读、不可重复读等事务隔离问题，但是不能解决更新丢失问题 |
MVCC实现原理
mvcc的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段、undolog，read view来实现的。
隐藏字段
行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的DB_TRX_ID,BD_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等字段
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DB_TRX_ID 最近修改事务id： 6字节,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务idDB_ROLL_PTR 回滚指针： 7字节，指向这条记录的上一个版本，用于配合undolog，指向上一个旧版本DB_ROW_ID 隐藏主键： 6字节，如果数据库表没有主键，那么innodb会自动生成一个6字节的row_id |
undo log
undo log被称之为回滚日志，表示进行insert，delete，update操作的时候产生的方便回滚日志
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当进行insert操作的时候，产生的undo log只在事务回滚的时候需要，并且在事务提交之后可以被立刻丢弃当进行update和delete操作的时候，产生的undo log不仅仅在事务回滚的时候需要，在快照读的时候也需要，所以不能随便删除，只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除（当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录，如果某个记录的deleted_id为true，并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view可见，那么这条记录一定可以被清除的） |
原理
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当进行insert操作时，会生成对应delete语句当进行delete操作时，会备份原数据的insert语句当进行update时，会记录原数据的update语句这样操作方便记录回滚 |
read View
READ View是事务进行快照读操作的时候产生的读视图，在该事务执行快照的那一刻，会生成一个数据系统当前的快照，记录并维护系统当前活跃事务的id，事务的id值是递增的。
| DB_ROW_ID | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR | c_name | i_age | … |
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| 1 | 1 | zhangsan1 | 18 | … | |
| 2 | 2 | 1 | zhangsan2 | 19 | … |
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READ VIEW的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前记录的undolog中某个版本的数据read view遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID取出来，与系统当前其他活跃事务的id去对比，如果DB_TRX_ID跟READ VIEW的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较，既遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据 |
可见性规则
了解可见性规则之前首先要了解下Read View中的三个全局属性
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trx_list: 一直数值列表，用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务IDup_limit_id: 记录trx_list列表中事务ID的最小IDlow_limit_id: Read View生成时刻系统尚未分配下一个事务ID |
比较规则
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1、首先判断DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于，则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录，如果大于等于进入下一个判断2、判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，进入下一步判断3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看到的。 |
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