MySQL 事务

事务广泛应用于订单系统、银行系统等多种场景

A给B转账500，需要做以下几件事：

  1. 检查 A 的账户余额 > 500
  2. A 扣 500
  3. B 加 500

正常流程走下来，A扣500，B 加 500，皆大欢喜

如果 A 扣了后，系统出故障了，A 损失 500，而 B 也没有收到本该属于他的 500

以上的案例中，隐藏着一个前提条件：A 扣钱和 B 加钱，要么同时成功，要么同时失败

事务的需求就在于此

事务是什么？

与其给事务定义，不如说一说事务 ACID 四个特性

  1. A(atomicity) 一个事务的执行被视为一个不可分割的最小单元。事务里面的操作，要么全部成功执行，要么全部失败回滚，不可以只执行其中的一部分
  2. C(consistency)一个事务的执行不应该破坏数据库的完整性约束。如果上述例子中第 2 个操作执行后系统崩溃，保证 A 和 B 的金钱总计是不会变的
  3. I(isolation) 通常来说，事务之间的行为不应该互相影响。而实际上事务相互影响的程度受到隔离级别的影响
  4. D(durability) 事务提交之后，需要持久化到磁盘。即使系统崩溃，提交的数据也不应该丢失

事务的四种隔离级别

可以认为是事务的 “自私” 程度，它定义了事务之间的可见性

1.READ UNCOMMITTED(未提交读)

事务 A 对数据做的修改，即使没有提交，事务 B 也可见，这种问题叫脏读

隔离程度较低，实际运用中会引起很多问题，因此一般不常用

2.READ COMMITTED(提交读)

不会脏读,但会不可重复读,事务 A 对数据做的修改，提交之后会对事务 B 可见

例

事务 B 开启时读到数据 1，接下来事务 A 开启，把这个数据改成 2，提交

B 再次读取这个数据，会读到最新的数据

这是许多数据库的默认隔离级别

3.REPEATABLE READ(可重复读)

不会不可重复读,但会幻读

事务 A 修改，提交后，对于先于事务 A 开启的事务是不可见的

例

事务 B 开启时读到数据 1，接下来事务 A 开启，把这个数据改成 2，提交

B 再次读取这个数据，仍然只能读到 1

幻读意思是，某事务读取某个范围内的值的时候，另外一个事务在这个范围内插入了新记录，之前的事务再次读取这个范围的值，会读取到新插入的数据

Mysql 默认隔离级别是 RR，而 innoDB 引擎间隙锁解决了幻读的问题

4.SERIALIZABLE(可串行化)

强制要求所有事物串行执行，在这种隔离级别下，读取的每行数据都加锁，会导致大量的锁征用问题，性能最差

理解四种隔离级别

事务 A 和事务 B 先后开启，并对数据 1 进行多次更新

四个小人在不同的时刻开启事务，可能看到数据 1 的哪些值呢？

  • 第一个

可能读到 1-20 之间的任何一个

因为未提交读的隔离级别下，其他事务对数据的修改也是对当前事务可见的

  • 第二个

可能读到 1，10 和 20，他只能读到其他事务已经提交了的数据

  • 第三个

读到的数据去决于自身事务开启的时间点

在事务开启时，读到的是多少，那么在事务提交之前读到的值就是多少

  • 第四个

只有在 A end 到 B start 之间开启，才有可能读到数据，而在事务 A 和事务 B 执行的期间是读不到数据的

因为第四小人读数据是需要加锁的，事务 A 和 B 执行期间，会占用数据的写锁，导致第四个小人等待锁

不同隔离级别所面对的问题

隔离级别越高，所带来的资源消耗也就越大 (锁)，因此它的并发性能越低

准确的说，在可串行化的隔离级别下，是没有并发的

MySql 中的事务

mysql 事务的实现基于存储引擎。不同存储引擎对事务的支持程度不一样

默认存储引擎innoDB，默认隔离级别 RR，并在 RR 隔离级别下更进一步

MVCC 解决不可重复读问题，间隙锁（并发控制）解决幻读问题

因此 innoDB 的 RR 隔离级别其实实现了串行化级别的效果，而且保留了比较好的并发性能

隔离性通过锁实现，原子性、一致性和持久性通过事务日志实现

事务日志，redo 和 undo log

redo log

innoDB 事务日志通过 redo log 和 InnoDB Log Buffer 实现

事务开启时，事务中的操作，先写入 Log Buffer，事务提交前，需要先刷盘持久化，这就是 Write-Ahead Logging

事务提交后，Buffer Pool 中映射的数据文件才会慢慢刷盘

如果数据库崩溃或宕机，系统重启进行恢复时，就可以根据 redo log 中记录的日志，把数据库恢复到崩溃前的一个状态

未完成的事务，可以继续提交，也可以选择回滚，基于恢复策略而定

Redo Log 顺序追加，改善 IO 性能

所有的事务共享 redo log 存储空间

1
2
3
4
5

记录 1：<trx1, insert...>
记录 2：<trx2, delete...>
记录 3：<trx3, update...>
记录 4：<trx1, update...>
记录 5：<trx3, insert...>

undo log

主要为事务的回滚服务

事务执行过程中，除记录 redo log，还会记录一定量的 undo log

undo log 记录了数据在每个操作前的状态，如果事务执行过程中需要回滚，就可以根据 undo log 进行回滚操作

单个事务的回滚，只会回滚当前事务做的操作，并不会影响到其他的事务做的操作

undo+redo 事务的简化过程

假设有 2 个数值，分别为 A 和 B, 值为 1，2

  1. start transaction;
  2. 记录 A=1 到 undo log;
  3. update A = 3；
  4. 记录 A=3 到 redo log；
  5. 记录 B=2 到 undo log；
  6. update B = 4；
  7. 记录 B = 4 到 redo log；
  8. 将 redo log 刷新到磁盘
  9. commit

1-8 任意一步系统宕机，事务未提交，盘上数据无影响

8-9 间宕机，恢复之后可以选择回滚，也可以选择继续完成事务提交，因为此时 redo log 已经持久化

9 之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复之后，可以根据 redo log 把数据刷回磁盘

所以，redo log 保障持久性和一致性，undo log 保障了事务的原子性

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