## 1. 事务基础知识 ### 1.1 存储引擎支持情况 SHOW ENGINES 命令来查看当前 MySQL 支持的存储引擎都有哪些，以及这些存储引擎是否支持事务。目前只有 InnoDB 是支持事务的。 ### 1.2 基本概念 事务：一组逻辑操作单元，使数据从一种状态变换到另一种状态。 事务处理的原则：保证所有事务都作为 一个工作单元 来执行，即使出现了故障，都不能改变这种执行方 式。当在一个事务中执行多个操作时，要么所有的事务都被提交( commit )，那么这些修改就 永久 地保 存下来；要么数据库管理系统将 放弃 所作的所有 修改 ，整个事务回滚( rollback )到最初状态。 ### 1.3 事务的ACID特性 * 原子性（atomicity）：原子性是指事务是一个不可分割的工作单位，要么全部提交，要么全部失败回滚。 * 一致性（consistency）：一致性是指事务执行前后，数据从一个 合法性状态 变换到另外一个 合法性状态 。这种状态 是 语义上 的而不是语法上的，跟具体的业务有关。 * 隔离型（isolation）：一个事务的执行 不能被其他事务干扰 ，即一个事务内部的操作及使用的数据对 并发 的 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。 * 持久性（durability）：持久性是指一个事务一旦被提交，它对数据库中数据的改变就是 永久性的 ，接下来的其他操作和数据库 故障不应该对其有任何影响。 持久性是通过 事务日志 来保证的。日志包括了 重做日志 和 回滚日志 。当我们通过事务对数据进行修改 的时候，首先会将数据库的变化信息记录到重做日志中，然后再对数据库中对应的行进行修改。这样做 的好处是，即使数据库系统崩溃，数据库重启后也能找到没有更新到数据库系统中的重做日志，重新执 行，从而使事务具有持久性。 ### 1.4 事务的状态 MySQL根据这些操作所执 行的不同阶段把 事务 大致划分成几个状态： * 活动的（active） 事务对应的数据库操作正在执行过程中时，我们就说该事务处在 活动的 状态。 * 部分提交的（partially committed） 当事务中的最后一个操作执行完成，但由于操作都在内存中执行，所造成的影响并 没有刷新到磁盘 时，我们就说该事务处在 部分提交的 状态。 * 失败的（failed） 当事务处在 活动的 或者 部分提交的 状态时，可能遇到了某些错误（数据库自身的错误、操作系统 错误或者直接断电等）而无法继续执行，或者人为的停止当前事务的执行，我们就说该事务处在 失败的 状态。 * 中止的（aborted）如果事务执行了一部分而变为 失败的 状态，那么就需要把已经修改的事务中的操作还原到事务执 行前的状态。换句话说，就是要撤销失败事务对当前数据库造成的影响。我们把这个撤销的过程称 之为 回滚 。当 回滚 操作执行完毕时，也就是数据库恢复到了执行事务之前的状态，我们就说该事 务处在了 中止的 状态。 * 提交的（committed） 当一个处在 部分提交的 状态的事务将修改过的数据都 同步到磁盘 上之后，我们就可以说该事务处 在了 提交的 状态。  ## 2. 如何使用事务 ### 2.1 显式事务 START TRANSACTION 或者 BEGIN ，作用是显式开启一个事务。 ``` mysql> BEGIN; #或者 mysql> START TRANSACTION; ``` ## 3. 事务隔离级别 ### 数据并发问题 1. 脏写（ Dirty Write ） 事务A修改了事务B未提交的的数据。 2. 脏读（ Dirty Read ） 事务A读取了事务B修改但未提交的的数据。 3. 不可重复读（ Non-Repeatable Read ） 事务A读取了一个字段，事务B修改了此字段，当事务A再次读取此字段时，值不同了，那就意味着发生了不可重复读。 4. 幻读（ Phantom ） 事务A读取了一个字段，然后事务B在该表中插入了一些新的行，之后事务A再次读取同一个表，就会多出几行。 ### 四种隔离级别 * READ UNCOMMITTED ：读未提交，在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结 果。不能避免脏读、不可重复读、幻读。 * READ COMMITTED ：读已提交，它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做 的改变。这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。可以避免脏读，但不可 重复读、幻读问题仍然存在。 * REPEATABLE READ ：可重复读，事务A在读到一条数据之后，此时事务B对该数据进行了修改并提 交，那么事务A再读该数据，读到的还是原来的内容。可以避免脏读、不可重复读，但幻读问题仍 然存在。这是MySQL的默认隔离级别。 * SERIALIZABLE ：可串行化，确保事务可以从一个表中读取相同的行。在这个事务持续期间，禁止 其他事务对该表执行插入、更新和删除操作。所有的并发问题都可以避免，但性能十分低下。能避 免脏读、不可重复读和幻读。   MySQL支持的四种隔离级别 MySQL的默认隔离级别为 REPEATABLE READ **可重复读** (Oracle，SqlServer中都是选择读已提交(Read Commited)) ``` # 查看隔离级别，MySQL 5.7.20的版本之前： SHOW VARIABLES LIKE 'tx_isolation'; # 查看隔离级别，MySQL 5.7.20的版本及之后： SHOW VARIABLES LIKE 'transaction_isolation'; # 或者不同MySQL版本中都可以使用的： SELECT @@transaction_isolation; ``` **如何设置事务的隔离级别** 修改事务的隔离级别： ``` # 使用 GLOBAL 关键字（在全局范围影响）：只对执行完该语句之后产生的会话起作用 # 使用 SESSION 关键字（在会话范围影响）： SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL 隔离级别; #其中，隔离级别格式： > READ UNCOMMITTED > READ COMMITTED > REPEATABLE READ > SERIALIZABLE 或者 SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION_ISOLATION = '隔离级别' #其中，隔离级别格式： > READ-UNCOMMITTED > READ-COMMITTED > REPEATABLE-READ > SERIALIZABLE ``` 数据库规定了多种事务隔离级别，不同隔离级别对应不同的干扰程度，隔离**级别越高，数据一致性 就越好，但并发性越弱。** ## 4. 事务的常见分类 从事务理论的角度来看，可以把事务分为以下几种类型： * 扁平事务（Flat Transactions） * 带有保存点的扁平事务（Flat Transactions with Savepoints） * 链事务（Chained Transactions） * 嵌套事务（Nested Transactions） * 分布式事务（Distributed Transactions） ## 5. MySQL事务日志 事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那么事务的四种特性到底是基于什么机制实现呢？ * 事务的**隔离性**由** 锁机制** 实现。 * 而事务的原子性、一致性和持久性由事务的 redo 日志和 undo 日志来保证。 * REDO LOG 称为 **重做日志** ，提供再写入操作，恢复提交事务修改的页操作，用来保证事务的**持久性**。 * UNDO LOG 称为 **回滚日志** ，回滚行记录到某个特定版本，用来保证事务的**原子性、一致性**。 ### 5.1 redo日志 重做日志 #### 为什么需要 redo 日志? 已经提交了的事务对数据库中数据所做的修改永久生效，即使后来系 统崩溃，在重启后也能把这种修改恢复出来。没有必要在每次事务提交时就把该事务在内 存中修改过的全部页面刷新到磁盘，只需要把 修改 了哪些东西 记录一下 就好。  REDO日志的好处、特点 * 好处 * redo日志降低了刷盘频率 （保存到硬盘的频率） * redo日志占用的空间非常小 * 特点 * redo日志是顺序写入磁盘的 * 事务执行过程中，redo log不断记录 redo的组成 * 重做日志的缓冲 (redo log buffer) ，保存在内存中，是易失的。 * 重做日志文件 (redo log file) ，保存在硬盘中，是持久的。 redo的整体流程  1. 先将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝 2. 生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值 3. 当事务commit时，将redo log buffer中的内容刷新到 redo log file，对 redo log file采用追加 写的方式 4. 定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中 redo log的刷盘策略 **先保存在缓存池，然后再写入磁盘** redo log的写入并不是直接写入磁盘的，InnoDB引擎会在写redo log的时候先写redo log buffer，之后以 一 定的频率 刷入到真正的redo log file 中。  **注意**，redo log buffer刷盘到redo log file的过程并不是真正的刷到磁盘中去，只是刷入到 **文件系统缓存** （page cache）中去（这是现代操作系统为了提高文件写入效率做的一个优化），真正的写入会交给系统自己来决定（比如page cache足够大了）。那么对于InnoDB来说就存在一个问题，如果交给系统来同步，同样如果系统宕机，那么数据也丢失了 InnoDB给出 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数该参数控制 commit提交事务 时，如何将 redo log buffer 中的日志刷新到 redo log file 中。它支持三种策略： * **设置为 0** ：表示**每次**事务提交时**不进行刷盘**操作。（系统默认master thread每隔1s进行一次重做日 志的同步） * **设置为 1** ：表示**每次**事务提交时都将进行**同步**，**刷盘**操作（ 默认值 ） * **设置为 2** ：表示**每次**事务提交时都只把 **缓存池**（redo log buffer） 内容写入 **文件系统缓存**（page cache），**不进行同步**。由操作**系统自己决定**什么时候同步到磁盘文件。 ### 5.2 Undo日志 回滚日志 redo log是事务持久性的保证，undo log是事务原子性的保证。在事务中 更新数据 的 前置操作 其实是要 先写入一个 undo log 。 如何理解Undo日志 事务需要保证 原子性 ，也就是事务中的操作要么全部完成，要么什么也不做。但有时候事务执行到一半 会出现一些情况，如宕机，手动需要回滚数据，这需要把数据回滚到初始状态 Undo日志的作用 **1. 回滚数据 2. MVCC** **undo的存储结构** 1. 回滚段与undo页， InnoDB对undo log的管理采用段的方式，也就是 回滚段（rollback segment） 。每个回滚段记录了 1024 个 片段（undo log segment） ，而在每个undo log segment段中进行 undo页 的申请。 * InnoDB1.1版本之前 只有一个rollback segment，但是在1.1 及其后面，支持最大 128个rollback segment，故其支持同时在线的事务限制提高到 了 128\*1024 2. 回滚段与事务 * 每个事务只会使用一个回滚段，一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务。 * 当一个事务开始的时候，会制定一个回滚段，在事务进行的过程中，当数据被修改时，原始的数 据会被复制到回滚段。 * 在回滚段中，事务会不断填充盘区，直到事务结束或所有的空间被用完。如果当前的盘区不够 用，事务会在段中请求扩展下一个盘区，如果所有已分配的盘区都被用完，事务会覆盖最初的盘 区或者在回滚段允许的情况下扩展新的盘区来使用。 * 回滚段存在于undo表空间中，在数据库中可以存在多个undo表空间，但同一时刻只能使用一个 undo表空间。 * 当事务提交时，InnoDB存储引擎会做以下两件事情： * 将undo log放入列表中，以供之后的purge操作 * 判断undo log所在的页是否可以重用，若可以分配给下个事务使用 3. 回滚段中的数据分类 * 未提交的回滚数据(uncommitted undo information) * 已经提交但未过期的回滚数据(committed undo information) * 事务已经提交并过期的数据(expired undo information) undo的类型 在InnoDB存储引擎中，undo log分为： * insert undo log * update undo log