事务

事务（Transaction）是访问和更新数据库的程序执行单元，一个事务会涉及到大量的cpu计算和IO操作,这些操作被打包成一个执行单元,要么同时都完成,要么同时都不完成。

事务是并发控制的基本单位，是一个序列操作，其中的操作要么都执行，要么都不执行，

事务使用

使用事务：

-- 开始事务
start transaction;
-- your sql
 -- 回滚
-- rollback;
-- 提交
commit;

MySQL 中默认采用的是自动提交（autocommit）模式，在自动提交模式下，如果没有 start transaction 显式地开始一个事务，那么每个 sql 语句都会被当做一个事务执行提交操作。可以通过set autocommit = 0;关闭当前会话的自动提交。

DDL、lock table 会强制触发提交。

事务日志写入磁盘的时候是顺序IO,写数据文件的时候是随机IO

一旦事务提交了,必须立即执行一个IO操作,确保此事务立即写入磁盘.

ACID

数据库 ACID 四大特性是事务的基础：

• 原子性（Atomicity，或称不可分割性）：语句要么全执行，要么全不执行，是事务最核心的特性。事务本身就是以原子性来定义的；实现主要基于 undo log。
• 一致性（Consistency）：数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性状态，事务追求的最终目标，一致性的实现既需要数据库层面的保障，也需要应用层面的保障。
• 隔离性（Isolation）：保证事务执行尽可能不受其他事务影响；InnoDB 默认的隔离级别是 RR，RR 的实现主要基于锁机制、数据的隐藏列、undo log 和类 next-key lock 机制。一个事务所做的修改在最终提交以前,对其它事务是不可见的.多个事务之间的操作相互不影响. 每降低一个事务隔离级别都能提高数据库的并发。
• 持久性（Durability）：一旦一个事务已经提交了，就算服务器崩溃，仍然需要在下次启动的时候自动恢复。保证事务提交后不会因为宕机等原因导致数据丢失；实现主要基于 redo log。

原子性

原子性是指一个事务是一个不可分割的工作单位，其中的操作要么都做，要么都不做。如果事务中一个 sql 语句执行失败，则已执行的语句也必须回滚，数据库退回到事务前的状态。

实现原子性的关键，是当事务回滚时能够撤销所有已经成功执行的 sql 语句。

实现原理：undo log

undo log 属于逻辑日志，它记录的是 sql 执行相关的信息。当事务对数据库进行修改时，InnoDB会生成对应的undo log，当发生回滚时，InnoDB 会根据 undo log 的内容做与之前相反的工作：

• 对于每个 insert，回滚时会执行 delete。
• 对于每个 delete，回滚时会执行 insert。
• 对于每个 update，回滚时会执行一个相反的 update，把数据改回去。

以 update 操作为例：当事务执行 update 时，其生成的 undo log 中会包含被修改行的主键(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、这些列在修改前后的值等信息，回滚时便可以使用这些信息将数据还原到 update 之前的状态。

持久性

持久性是指事务一旦提交，它对数据库的改变就应该是永久性的。

实现原理：redo log

InnoDB 作为 MySQL 的存储引擎，数据是存放在磁盘中的，但如果每次读写数据都需要磁盘 IO，效率会很低。

为此，InnoDB 提供了缓存(Buffer Pool)，Buffer Pool 中包含了磁盘中部分数据页的映射，作为访问数据库的缓冲：

• 当从数据库读取数据时，会首先从 Buffer Pool 中读取，如果 Buffer Pool 中没有，则从磁盘读取后放入 Buffer Pool。
• 当向数据库写入数据时，会首先写入 Buffer Pool，Buffer Pool 中修改的数据会定期刷新到磁盘中（这一过程称为刷脏）

Buffer Pool 的使用大大提高了读写数据的效率，但是也带来了新的问题：如果 MySQL 宕机，而此时 Buffer Pool 中修改的数据还没有刷新到磁盘，就会导致数据的丢失，事务的持久性无法保证。

于是，redo log 被引入来解决这个问题：当数据修改时，除了修改 Buffer Pool 中的数据，还会在 redo log 记录这次操作；当事务提交时，会调用 fsync 接口对 redo log 进行刷盘。

如果 MySQL 宕机，重启时可以读取 redo log 中的数据，对数据库进行恢复。

redo log 采用的是 WAL（Write-ahead logging，预写式日志），所有修改先写入日志，再更新到 Buffer Pool，保证了数据不会因 MySQL 宕机而丢失，从而满足了持久性要求。

既然 redo log 也需要在事务提交时将日志写入磁盘，为什么它比直接将 Buffer Pool 中修改的数据写入磁盘(即刷脏)要快呢？

• 刷脏是随机 IO，因为每次修改的数据位置随机，但写 redo log 是追加操作，属于顺序 IO。
• 刷脏是以数据页（Page）为单位的，MySQL 默认页大小是 16KB，一个 Page 上一个小修改都要整页写入；而 redo log 中只包含真正需要写入的部分，无效 IO 大大减少。

redo log 与 binlog

在 MySQL 中还存在 binlog(二进制日志)也可以记录写操作并用于数据的恢复，但二者是有着根本的不同的：

作用不同：

• redo log 是用于 crash recovery 的，保证 MySQL 宕机也不会影响持久性；
• binlog 是用于 point-in-time recovery 的，保证服务器可以基于时间点恢复数据，此外 binlog 还用于主从复制。

层次不同：

• redo log 是 InnoDB 存储引擎实现的，
• 而 binlog 是 MySQL 的服务器层实现的，同时支持 InnoDB 和其他存储引擎。

内容不同：

• redo log 是物理日志，内容基于磁盘的 Page。
• binlog 是逻辑日志，内容是一条条 sql。

写入时机不同：

• redo log 的写入时机相对多元。前面曾提到，当事务提交时会调用 fsync 对 redo log 进行刷盘；这是默认情况下的策略，修改 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数可以改变该策略，但事务的持久性将无法保证。除了事务提交时，还有其他刷盘时机：如 master thread 每秒刷盘一次 redo log 等，这样的好处是不一定要等到 commit 时刷盘，commit 速度大大加快。
• binlog 在事务提交时写入。

隔离性

与原子性、持久性侧重于研究事务本身不同，隔离性研究的是不同事务之间的相互影响。

隔离性是指事务内部的操作与其他事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。

严格的隔离性，对应了事务隔离级别中的 Serializable(可串行化)，但实际应用中出于性能方面的考虑很少会使用可串行化。

隔离性追求的是并发情形下事务之间互不干扰。简单起见，我们仅考虑最简单的读操作和写操作(暂时不考虑带锁读等特殊操作)。

那么隔离性的探讨，主要可以分为两个方面：

• (一个事务)写操作对(另一个事务)写操作的影响：锁机制保证隔离性。
• (一个事务)写操作对(另一个事务)读操作的影响：MVCC 保证隔离性。

锁机制

隔离性要求同一时刻只能有一个事务对数据进行写操作，InnoDB 通过锁机制来保证这一点。

锁机制的基本原理可以概括为：

• 事务在修改数据之前，需要先获得相应的锁。
• 获得锁之后，事务便可以修改数据。
• 该事务操作期间，这部分数据是锁定的，其他事务如果需要修改数据，需要等待当前事务提交或回滚后释放锁。

行锁与表锁：按照粒度，锁可以分为表锁、行锁以及其他位于二者之间的锁。

表锁在操作数据时会锁定整张表，并发性能较差；行锁则只锁定需要操作的数据，并发性能好。

但是由于加锁本身需要消耗资源(获得锁、检查锁、释放锁等都需要消耗资源)，因此在锁定数据较多情况下使用表锁可以节省大量资源。

MySQL 中不同的存储引擎支持的锁是不一样的，例如 MyIsam 只支持表锁，而 InnoDB 同时支持表锁和行锁，且出于性能考虑，绝大多数情况下使用的都是行锁。

脏读、不可重复读和幻读

①脏读：当前事务(A)中可以读到其他事务(B)未提交的数据（脏数据），这种现象是脏读。

②不可重复读：在事务 A 中先后两次读取同一个数据，两次读取的结果不一样，这种现象称为不可重复读。

脏读与不可重复读的区别在于：前者读到的是其他事务未提交的数据，后者读到的是其他事务已提交的数据。

③幻读：在事务 A 中按照某个条件先后两次查询数据库，两次查询结果的条数不同，这种现象称为幻读。

不可重复读与幻读的区别可以通俗的理解为：前者是数据变了，后者是数据的行数变了。

事务隔离级别

sql 标准中定义了四种隔离级别，并规定了每种隔离级别下上述几个问题是否存在。

一般来说，隔离级别越低，系统开销越低，可支持的并发越高，但隔离性也越差。 在实际应用中，读未提交在并发时会导致很多问题，而性能相对于其他隔离级别提高却很有限，因此使用较少。

可串行化强制事务串行，并发效率很低，只有当对数据一致性要求极高且可以接受没有并发时使用，因此使用也较少。

因此在大多数数据库系统中，默认的隔离级别是读已提交(如 Oracle)或可重复读（RR）。

InnoDB 默认的隔离级别是 RR（可重复读）。在 SQL 标准中，RR 是无法避免幻读问题的，但是 InnoDB 实现的 RR 避免了幻读问题。

• 读未提交：脏读、不可重复读、幻读，都可能发生
• 读已提交：解决了脏读
• 可重复读：未解决幻读
• 可串行化：脏读、不可重复读、幻读都不会发生

MVCC

RR 解决脏读、不可重复读、幻读等问题，使用的是 MVCC：MVCC 全称 Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并发控制协议。

下面的例子很好的体现了 MVCC 的特点：在同一时刻，不同的事务读取到的数据可能是不同的(即多版本)——在 T5 时刻，事务 A 和事务 C 可以读取到不同版本的数据。

MVCC 最大的优点是读不加锁，因此读写不冲突，并发性能好。InnoDB 实现 MVCC，多个版本的数据可以共存，主要是依靠数据的隐藏列(也可以称之为标记位)和 undo log。

其中数据的隐藏列包括了该行数据的版本号、删除时间、指向 undo log 的指针等等。

当读取数据时，MySQL 可以通过隐藏列判断是否需要回滚并找到回滚需要的 undo log，从而实现 MVCC；隐藏列的详细格式不再展开。

一致性

一致性是指事务执行结束后，数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。

数据库的完整性约束包括但不限于：

• 实体完整性（如行的主键存在且唯一）
• 列完整性（如字段的类型、大小、长度要符合要求）、
• 外键约束
• 用户自定义完整性（如转账前后，两个账户余额的和应该不变

实现

一致性是事务追求的最终目标：前面提到的原子性、持久性和隔离性，都是为了保证数据库状态的一致性。此外，除了数据库层面的保障，一致性的实现也需要应用层面进行保障。

实现一致性的措施包括：

• 保证原子性、持久性和隔离性，如果这些特性无法保证，事务的一致性也无法保证。
• 数据库本身提供保障，例如不允许向整形列插入字符串值、字符串长度不能超过列的限制等。
• 应用层面进行保障，例如如果转账操作只扣除转账者的余额，而没有增加接收者的余额，无论数据库实现的多么完美，也无法保证状态的一致。