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1、了解事务

MySQL内部是用多线程实现的。事务就是多个mysql语句组成的。对于用户来说这是事务，比如要查找一下以前的消费记录，要转账等，对于程序员就是多个mysql语句。事务有4个特性

4个特性统称ACID。事务并不是数据库自己有的，而是因为应用层的需求而存在的。

show engines能查看当前支持的搜索引擎，只有innodb支持事务。

事务有自、手动提交方式，可用show variable like 'autommit’来看，默认是自动提交。修改成手动提交。

set autocommit=0;

2、事务提交

为了操作事务后能够方便地看到，先把隔离级别设置成读未提交。

set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED;//可以小写

设置好后重登一下mysql就行。查看一下

select @@tx_isolation;

查看当前有多少客户端在访问数据库

show processlist;

创建一个表用来作例子。

create table if not exists account( id int primary key, name varchar(50) not null default '', blance decimal(10,2) not null default 0.0 )ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;

看一下当前事务提交方式

show variables like 'autocommit';

启动事务

//两种
start transaction;
begin;

开两个客户端并发访问mysql服务器。

设置一个保存点

savepoint 名字;

保存点就相当于一个位置，可以回滚到这个位置。

插入一些数据，插入之中可以再多设置一些保存点。

回滚到s3位置。

rollback to s3;

结束事务，提交事务。结束时会保存最后一次操作后的表的内容，永久。即使结束后又回滚。回滚只在事务运行期间才能回滚。

commit;

这时候再select * 会看到是最后一次操作后的表内容。如果没有保存点输入rollback就会直接回滚到最一开始，也就是数据全没了。

如果事务运行过程中，插入了数据，但是没commit，而是异常退出或者服务端退出，那就会自动回滚，插入的数据就没有插入。

默认情况下，autocommit是ON的，被开启的，但如果我们不手动commit就不会提交。autocommit不影响这个，因为我们是手动begin，手动begin就得手动commit，和autocommit没关系。

像之前写的mysql语句，并没有begin和commit但也能保存下来插入的内容，是因为默认autocommit是ON的，所以自动打开事务，退出时自动提交。如果本身是ON，在事务运行过程中变成OFF，那么得commit才能提交所有的变更。

3、事务隔离级别

1、隔离性和隔离级别

MySQL必然有多个事务同时进行，状态各自不同，最重要的就是执行中的事务不被受影响。每个事务都要看到它运行时看到的数据，而不是一定要新数据。假如有更新和读取两个事务，读取先发生，那就读取，更新后发生，那就更新，而不是读取一定要读最新的数据，这其实就是事务被隔离起来了。比如转账和查看余额，转账后，余额才能显示新数字，不转，就看不到。隔离是必要的，隔离是保证执行中的多个事务互相隔离，互不影响。隔离级别决定了隔离的程度。

MySQL有四种隔离级别，读未提交RU，读提交RC，可重复读RR，串行化S，默认为可重复读，最高为串行化。

读未提交：两个事务并发运行，一个事务更改数据，没提交，另一个事务能看到变更。

读提交：更改完提交后，其它事务才能看到。

可重复读：甲乙事务必须都提交结束，乙再新起一个事务才能查看到甲事务的数据变更，而在两者都未结束时，谁都不能看到对方的更改。

串行化：一个事务结束后另一个事务才能开始运行，没结束就都在等待，也就是很多个事务都只能等一个事务结束。

上面的隔离级别都是关于CURD的，是关于读写的，这四个并不适用于数据库所有的操作。

2、查看、设置隔离级别

查看

//查看全局隔离级别
select @@global.tx_isaolation;
//查看会话(当前)全局隔离级别
select @@session.tx_isolation;
//同上
select @@tx_isolation;

登录mysql后，会默认拷贝全局隔离级别到当前会话，如果改会话的级别，只影响会话，如果改变全局，那么以后的每次登录都会被改变隔离级别。

设置隔离级别

set session或global transaction isolation level 隔离级别;
//例子
set session transaction isolation level {read committed};

设置完后可以重登一下。

3、读未提交

先设置全局的为read-uncommitted，再手动启动事务。开两个窗口去访问mysql。begin后，一个客户端插入数据，另一个客户端就会查看到。让插入数据的客户端回滚到最一开始，另一个客户端此时就查看不到刚才插入的数据。

一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新（或其它操作）但是未commit的数据，这种现象叫脏读。

4、读提交

全局改成读提交read committed。读提交是当前事务提交后，其它事务才能看到变更，无论其它事务是否结束。因为这样的特性，有可能两次select看到不一样的结果，结果会影响上层决策，这就是不可重复读的特性。

这里的问题就是一个事务提交了，其它事务即使在运行中也能看到新的变更，这是不是没有保证原子性？应该让正在运行的事务看不到，并让它们结束，再起一个事务后才看到新的变更。所以这个读提交同读未提交一样，都不推荐使用。

5、可重复读

mysql默认级别，repeatable read。事务在修改不会影响其它事务的运行。可以开两个窗口，两个客户端访问同一个表，一个事务插入，另一个事务查看。事务之间不影响，这也就是可重复读的特性。

RR级别的多个事务的更新、增加、删除都是加锁的。

一般的数据库下，无法屏蔽其它事务的insert操作，隔离性难以实现，这是因为各理性是对数据加锁来完成的，insert插入的数据并不存在，加锁无法屏蔽这类问题。所以这就会导致，即使可重复读，inset的数据在多次查找时会被查找出来，这就是幻读，在RC、RU、RR级别的问题。而MySQL解决了这个问题，是用过Next-Key锁来解决的。

6、串行化

全局设置serializable，同样可以开两个客户端，访问同一个数据库中的表来做例子。

串行化将所有的事务进行串行化。事务按照到来的顺序进行排队。多个事务并发过程中，对数据的变更需要按照顺序来做，不能同时做，也就是说，几个mysql语句会放入到一个等待队列，当前语句加锁，完成语句后，再从队列中拿出下一个语句去执行。

7、总结

隔离级别越严格，安全性越高，但数据库的并发性能也就越低，往往需要在两者之间找一个平衡点。

不可重复读的重点是修改和删除：同样的条件，你读取过的数据，再次读取出来发现值不一样了。

幻读的重点在于新增：同样的条件，第1次和第2次读出来的记录数不一。一般情况下mysql默认的RR级别尽量不要改。

事务也有长短事务这样的概念。事务间互相影响，指的是事务在并行执行的时候，即都没有commit的时候，影响会比较大。

4、事务一致性

MySQL对于一致性并没有做什么，一致性是和事务相关的。

事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态。当数据库只包含事务成功提交的结果时，数据库处于一致性状态。如果系统运行发生中断，某个事务尚未完成而被迫中断，而改未完成的事务对数据库所做的修改已被写入数据库，此时数据库就处于一种不正确（不一致）的状态。因此一致性是通过原子性来保证的。

一致性和用户的业务逻辑强相关，一般MySQL提供技术支持，但是一致性还是要用户业务逻辑做支撑，也就是，一致性，是由用户决定的。

在技术层面上，MySQL实现了原子性、持久性、隔离性，通过这三个保证了一致性，即AID保证C。数据库提供技术，而真正的实现由用它的人来共同维护。

5、事务隔离性

数据库并发的场景有3种，读读并发，读写并发，写写并发。读读不需要并发控制。读写并发是主要的问题。

读写并发采用的是多版本并发控制（MVCC）的无锁并发机制来就解决读写冲突。

MySQL为每个事务分配一个单向增长的事务ID，ID越小，事务来得越早。mysqld对于事务的管理是先描述再组织，也就是要么是一个结构体要么是一个类，因为mysqld是用C++写的，另外事务也有自己的结构体。

1、隐藏字段

建表时，有一些字段是默认加上去的。

DB_TRX_ID：6 byte，最近修改( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID。初始为null。

DB_ROLL_PTR：7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）。在改数据前，先保存一份，这样就可以回滚了。默认为1。

DB_ROW_ID：6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引。这个ID是隐藏的，对应着隐藏的主键，需要用这个隐藏的主键才能用到这个隐藏的索引，所以当我们没有设置主键时，是不会动用这个隐藏索引的。默认为null。

另外有一个字段是flag，用来表示删除的状态，更新或者删除不是真的删除，而是flag变了。

2、undo日志

mysql服务启动时会有自己的一个内存缓冲区，其中有一块空间是undo log。所以undo log就是mysql维护的一块内存缓冲区，以守护进程的形式运行，用来保存日志数据。

3、模拟MVCC

假设有个事务7，要把stu表中记录进行修改，name张三改成name李四。

因为事务7要修改，所以对表的记录先加锁保护；将要修改的记录拷贝到undo log中，此时原记录中回滚指针里存的就是undo log中本记录存储的地址；在原表中修改，修改后事务ID更新为7；最后提交，释放锁。

下一个事务开始运行时，也是一样的步骤，回滚指针需要更新，事务ID需要更新。undo log里不断添加拷贝过来的记录，记录之间可通过回滚指针来访问到，这就构成了一个版本链。

回滚时就是通过回滚指针，拿到undo log中对应的记录，覆盖一下即可。如果是insert记录，那么放到undo log中的记录可以变成相反的记录，delete，这样回滚时就能返回之前的记录了。对于不同的操作，mysql的回滚有对应的操作。

undo log中的一个个记录，就是一个个版本，也叫快照，多版本就是MVCC机制。当一个事务提交后，和这个事务相关的快照全都释放。

update和delete有版本链，insert并没有版本，但它要插入的数据也会存在undo log里，存的形式是delete，所以回滚的时候就是在删除之前插入的数据。

对于当前版本的update，delete，select都叫当前读，select可以当前读，也可以快照读，也就是读历史版本。隔离级别决定了select如何读。如果删改都是当前读，select是快照读，那么它们之间就不受加锁限制，效率更高；如果三者都是当前读，那么就得串行化执行。所以MySQL默认是可重复读级别。

事务之间有顺序，并发执行，所以各种操作必然有交错，这就是隔离性和隔离级别要解决的问题。

4、Read View

Read View是事务在快照读时生成的读视图。读视图本质是一个类，用来做可见性判断。当某个事务进行快照读时，对该记录创建一个读视图，用读视图中的字段来判断能看到哪些版本的数据。

class ReadView {
// 省略...
private:
/** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
trx_id_t m_low_limit_id
/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
trx_id_t m_up_limit_id;
/** 创建该 Read View 的事务ID*/
trx_id_t m_creator_trx_id;
/** 创建视图时的活跃事务id列表*/
ids_t m_ids;
/** 标记视图是否被关闭*/
bool m_closed;
// 省略...
};m_ids; //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID
low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的系统的事务ID的最大值+1
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

源码

读视图是事务可见性的一个类，不是事务创建出来时就有读视图，而是当事务已经存在并首次进行快照读时，mysql才形成读视图。

例子

所以事务4的更改，应该看到。事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

6、读提交RC、可重复读RR的区别

RR级别下，两个事务同时进行，第二个事务开启后先select一下表；第一个事务更改，另一个再select就看不到了，这时可以写select * from 表名 lock in share mode让这个事务做当前读。如果第二个事务等到第一个事务更改完并提交后再第一次select那么就可以看到了，不需要多谢lock…。第一种情况读视图形成时，读视图认为两个事务都在运行，所以不能看到；第二种情况读视图形成前第一个事务就结束了，所以此时对于读视图来说，第一个事务是之前的事务，可以查看。

所以开始快照读的时机很重要，这个影响了快照读的能力。

在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View，将当前系统活跃的其他事务记录起来；此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见。

在RC级别下，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View，这就是在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因

在RC隔离级别下，每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View，之后的快照读获取的都是同一个Read View。RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。

结束。