此篇文章算是對mysql事務(wù)的一個總結(jié)，在了解這些之前我們先對mysql在執(zhí)行的過程中 有一個整體的認(rèn)識，如下圖

mysql架構(gòu).png

如上圖所示，MySQL服務(wù)器邏輯架構(gòu)從上往下可以分為三層：

（1）第一層：處理客戶端連接、授權(quán)認(rèn)證等。

（2）第二層：服務(wù)器層，負(fù)責(zé)查詢語句的解析、優(yōu)化、緩存以及內(nèi)置函數(shù)的實(shí)現(xiàn)、存儲過程等。

（3）第三層：存儲引擎，負(fù)責(zé)MySQL中數(shù)據(jù)的存儲和提取。MySQL中服務(wù)器層不管理事務(wù)，事務(wù)是由存儲引擎實(shí)現(xiàn)的。MySQL支持事務(wù)的存儲引擎有InnoDB、NDB Cluster等，其中InnoDB的使用最為廣泛；其他存儲引擎不支持事務(wù)，如MyIsam、Memory等。
具體過程都在圖中有所標(biāo)注，大概看看有個認(rèn)識就可以了。接下來咱們逐一總結(jié)

典型的MySQL事務(wù)是如下操作的：

start transaction;
……  #一條或多條sql語句
commit;

其中start transaction標(biāo)識事務(wù)開始，commit提交事務(wù)，將執(zhí)行結(jié)果寫入到數(shù)據(jù)庫。如果sql語句執(zhí)行出現(xiàn)問題，會調(diào)用rollback，回滾所有已經(jīng)執(zhí)行成功的sql語句。當(dāng)然，也可以在事務(wù)中直接使用rollback語句進(jìn)行回滾。

自動提交

MySQL中默認(rèn)采用的是自動提交（autocommit）模式，如下所示：

mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit    | ON    |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

在自動提交模式下，如果沒有start transaction顯式地開始一個事務(wù)，那么每個sql語句都會被當(dāng)做一個事務(wù)執(zhí)行提交操作。

通過如下方式，可以關(guān)閉autocommit；需要注意的是，autocommit參數(shù)是針對連接的，在一個連接中修改了參數(shù)，不會對其他連接產(chǎn)生影響。

mysql> set autocommit =0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit    | OFF   |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

如果關(guān)閉了autocommit，則所有的sql語句都在一個事務(wù)中，直到執(zhí)行了commit或rollback，該事務(wù)結(jié)束，同時(shí)開始了另外一個事務(wù)。

特殊操作

在MySQL中，存在一些特殊的命令，如果在事務(wù)中執(zhí)行了這些命令，會馬上強(qiáng)制執(zhí)行commit提交事務(wù)；如DDL語句(create table/drop table/alter/table)、lock tables語句等等。

不過，常用的select、insert、update和delete命令，都不會強(qiáng)制提交事務(wù)。

事務(wù)的特點(diǎn)：ACID

原子性(Atomicity)

定義

原子性是指一個事務(wù)是一個不可分割的工作單位，其中的操作要么都做，要么都不做；如果事務(wù)中一個sql語句執(zhí)行失敗，則已執(zhí)行的語句也必須回滾，數(shù)據(jù)庫退回到事務(wù)前的狀態(tài)。
簡單來說，就是

實(shí)現(xiàn)原理

在說明原子性原理之前，首先介紹一下MySQL的事務(wù)日志。MySQL的日志有很多種，如二進(jìn)制日志、錯誤日志、查詢?nèi)罩?、慢查詢?nèi)罩镜?，此外InnoDB存儲引擎還提供了兩種事務(wù)日志：redo log(重做日志)和undo log(回滾日志)。其中redo log用于保證事務(wù)持久性；undo log則是事務(wù)原子性和隔離性實(shí)現(xiàn)的基礎(chǔ)。

下面說回undo log。實(shí)現(xiàn)原子性的關(guān)鍵，是當(dāng)事務(wù)回滾時(shí)能夠撤銷所有已經(jīng)成功執(zhí)行的sql語句。InnoDB實(shí)現(xiàn)回滾，靠的是undo log：當(dāng)事務(wù)對數(shù)據(jù)庫進(jìn)行修改時(shí)，InnoDB會生成對應(yīng)的undo log；如果事務(wù)執(zhí)行失敗或調(diào)用了rollback，導(dǎo)致事務(wù)需要回滾，便可以利用undo log中的信息將數(shù)據(jù)回滾到修改之前的樣子。

undo log屬于邏輯日志，它記錄的是sql執(zhí)行相關(guān)的信息。當(dāng)發(fā)生回滾時(shí)，InnoDB會根據(jù)undo log的內(nèi)容做與之前相反的工作：對于每個insert，回滾時(shí)會執(zhí)行delete；對于每個delete，回滾時(shí)會執(zhí)行insert；對于每個update，回滾時(shí)會執(zhí)行一個相反的update，把數(shù)據(jù)改回去。

以update操作為例：當(dāng)事務(wù)執(zhí)行update時(shí)，其生成的undo log中會包含被修改行的主鍵(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、這些列在修改前后的值等信息，回滾時(shí)便可以使用這些信息將數(shù)據(jù)還原到update之前的狀態(tài)。

undolog.png

undolog1.png

從上圖可以了解到數(shù)據(jù)的變更都伴隨著回滾日志的產(chǎn)生：

(1) 產(chǎn)生了被修改前數(shù)據(jù)(zhangsan,1000) 的回滾日志

(2) 產(chǎn)生了被修改前數(shù)據(jù)(zhangsan,0) 的回滾日志

根據(jù)上面流程可以得出如下結(jié)論：
1.每條數(shù)據(jù)變更(insert/update/delete)操作都伴隨一條undo log的生成,并且回滾日志必須先于數(shù)據(jù)持久化到磁盤上
2.所謂的回滾就是根據(jù)回滾日志做逆向操作，比如delete的逆向操作為insert，insert的逆向操作為delete，update的逆向?yàn)閡pdate等。
回滾過程如圖

rollback.png

tips：undo log也可以這么理解

當(dāng)delete一條記錄時(shí)，undo log中會記錄一條對應(yīng)的insert記錄 
當(dāng)insert一條記錄時(shí)，undo log中會記錄一條對應(yīng)的delete記錄
當(dāng)update一條記錄時(shí)，它記錄一條對應(yīng)相反的update記錄

邏輯日志和物理日志的區(qū)別
看記日志的時(shí)候 是針對一行記錄，就是邏輯日志 如果是一個數(shù)據(jù)頁，就是物理日志

持久性(Durability)

定義

事務(wù)一旦提交，其所作做的修改會永久保存到數(shù)據(jù)庫中，此時(shí)即使系統(tǒng)崩潰修改的數(shù)據(jù)也不會丟失。

實(shí)現(xiàn)原理:Redo log(WAL write ahead log)

先了解一下MySQL的數(shù)據(jù)存儲機(jī)制，MySQL的表數(shù)據(jù)是存放在磁盤上的，因此想要存取的時(shí)候都要經(jīng)歷磁盤IO,然而即使是使用SSD磁盤IO也是非常消耗性能的。
為此，為了提升性能InnoDB提供了緩沖池(Buffer Pool)，Buffer Pool中包含了磁盤數(shù)據(jù)頁的映射，可以當(dāng)做緩存來使用：
讀數(shù)據(jù)：會首先從緩沖池中讀取，如果緩沖池中沒有，則從磁盤讀取在放入緩沖池；
寫數(shù)據(jù)：會首先寫入緩沖池，緩沖池中的數(shù)據(jù)會定期同步到磁盤中（這一過程稱為刷臟）；

上面這種緩沖池的措施雖然在性能方面帶來了質(zhì)的飛躍，但是它也帶來了新的問題，當(dāng)MySQL系統(tǒng)宕機(jī)，斷電的時(shí)候可能會丟數(shù)據(jù)?。?！

因?yàn)槲覀兊臄?shù)據(jù)已經(jīng)提交了，但此時(shí)是在緩沖池里頭，還沒來得及在磁盤持久化，所以我們急需一種機(jī)制需要存一下已提交事務(wù)的數(shù)據(jù)，為恢復(fù)數(shù)據(jù)使用。

于是 redo log就派上用場了。下面看下redo log是什么時(shí)候產(chǎn)生的

redolog.png

既然redo log也需要存儲，也涉及磁盤IO為啥還用它？

（1）刷臟是隨機(jī)IO，因?yàn)槊看涡薷牡臄?shù)據(jù)位置隨機(jī)，但寫redo log是追加操作，屬于順序IO。

（2）刷臟是以數(shù)據(jù)頁（Page）為單位的，MySQL默認(rèn)頁大小是16KB，一個Page上一個小修改都要整頁寫入；而redo log中只包含真正需要寫入的部分，無效IO大大減少。

redo log與binlog

我們知道，在MySQL中還存在binlog(二進(jìn)制日志)也可以記錄寫操作并用于數(shù)據(jù)的恢復(fù)，但二者是有著根本的不同的：

（1）作用不同：redo log是用于crash recovery的，保證MySQL宕機(jī)也不會影響持久性；binlog是用于point-in-time recovery的，保證服務(wù)器可以基于時(shí)間點(diǎn)恢復(fù)數(shù)據(jù)，此外binlog還用于主從復(fù)制。

（2）層次不同：redo log是InnoDB存儲引擎實(shí)現(xiàn)的，而binlog是MySQL的服務(wù)器層(可以參考文章前面對MySQL邏輯架構(gòu)的介紹)實(shí)現(xiàn)的，同時(shí)支持InnoDB和其他存儲引擎。

（3）內(nèi)容不同：redo log是物理日志，內(nèi)容基于磁盤的Page；binlog的內(nèi)容是二進(jìn)制的，根據(jù)binlog_format參數(shù)的不同，可能基于sql語句、基于數(shù)據(jù)本身或者二者的混合。

（4）寫入時(shí)機(jī)不同：binlog在事務(wù)提交時(shí)寫入；redo log的寫入時(shí)機(jī)相對多元：

前面曾提到：當(dāng)事務(wù)提交時(shí)會調(diào)用fsync對redo log進(jìn)行刷盤；這是默認(rèn)情況下的策略，修改innodb_flush_log_at_trx_commit參數(shù)可以改變該策略，但事務(wù)的持久性將無法保證。
除了事務(wù)提交時(shí)，還有其他刷盤時(shí)機(jī)：如master thread每秒刷盤一次redo log等，這樣的好處是不一定要等到commit時(shí)刷盤，commit速度大大加快。

隔離性(Isolation)

定義

與原子性、持久性側(cè)重于研究事務(wù)本身不同，隔離性研究的是不同事務(wù)之間的相互影響。隔離性是指，事務(wù)內(nèi)部的操作與其他事務(wù)是隔離的，并發(fā)執(zhí)行的各個事務(wù)之間不能互相干擾。嚴(yán)格的隔離性，對應(yīng)了事務(wù)隔離級別中的Serializable (可串行化)，但實(shí)際應(yīng)用中出于性能方面的考慮很少會使用可串行化。

實(shí)現(xiàn)原理

隔離性追求的是并發(fā)情形下事務(wù)之間互不干擾。簡單起見，我們僅考慮最簡單的讀操作和寫操作(暫時(shí)不考慮帶鎖讀等特殊操作)，那么隔離性的探討，主要可以分為兩個方面：

(一個事務(wù))寫操作對(另一個事務(wù))寫操作的影響：鎖機(jī)制保證隔離性
(一個事務(wù))寫操作對(另一個事務(wù))讀操作的影響：MVCC保證隔離性

臟讀、不可重復(fù)讀和幻讀

首先來看并發(fā)情況下，讀操作可能存在的三類問題：

• 臟讀：當(dāng)前事務(wù)(A)中可以讀到其他事務(wù)(B)未提交的數(shù)據(jù)（臟數(shù)據(jù)），這種現(xiàn)象是臟讀。舉例如下（以賬戶余額表為例）

  
  
  臟讀.png

• 不可重復(fù)讀：在事務(wù)A中先后兩次讀取同一個數(shù)據(jù)，兩次讀取的結(jié)果不一樣，這種現(xiàn)象稱為不可重復(fù)讀。臟讀與不可重復(fù)讀的區(qū)別在于：前者讀到的是其他事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)，后者讀到的是其他事務(wù)已提交的數(shù)據(jù)。舉例如下：

  
  
  不可重復(fù)讀.png

• 幻讀：在事務(wù)A中按照某個條件先后兩次查詢數(shù)據(jù)庫，兩次查詢結(jié)果的條數(shù)不同，這種現(xiàn)象稱為幻讀。不可重復(fù)讀與幻讀的區(qū)別可以通俗的理解為：前者是數(shù)據(jù)變了，后者是數(shù)據(jù)的行數(shù)變了。舉例如下

  
  
  幻讀.png

事務(wù)隔離級別

事務(wù)隔離級別.png

在實(shí)際應(yīng)用中，讀未提交在并發(fā)時(shí)會導(dǎo)致很多問題，而性能相對于其他隔離級別提高卻很有限，因此使用較少?？纱谢瘡?qiáng)制事務(wù)串行，并發(fā)效率很低，只有當(dāng)對數(shù)據(jù)一致性要求極高且可以接受沒有并發(fā)時(shí)使用，因此使用也較少。因此在大多數(shù)數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中，默認(rèn)的隔離級別是讀已提交(如Oracle)或可重復(fù)讀（后文簡稱RR）。
可以通過如下兩個命令分別查看隔離級別：

select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)

MVCC

RR解決臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀等問題，使用的是MVCC：MVCC全稱Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并發(fā)控制協(xié)議。下面的例子很好的體現(xiàn)了MVCC的特點(diǎn)：在同一時(shí)刻，不同的事務(wù)讀取到的數(shù)據(jù)可能是不同的(即多版本)——在T5時(shí)刻，事務(wù)A和事務(wù)C可以讀取到不同版本的數(shù)據(jù)。

mvcc.png

MVCC最大的優(yōu)點(diǎn)是讀不加鎖，因此讀寫不沖突，并發(fā)性能好。InnoDB實(shí)現(xiàn)MVCC，多個版本的數(shù)據(jù)可以共存，主要是依靠數(shù)據(jù)的隱藏列(也可以稱之為標(biāo)記位)和undo log。其中數(shù)據(jù)的隱藏列包括了該行數(shù)據(jù)的版本號、刪除時(shí)間、指向undo log的指針等等；當(dāng)讀取數(shù)據(jù)時(shí)，MySQL可以通過隱藏列判斷是否需要回滾并找到回滾需要的undo log，從而實(shí)現(xiàn)MVCC；隱藏列的詳細(xì)格式不再展開。

下面結(jié)合前文提到的幾個問題分別說明

• 臟讀

避免臟讀.png

當(dāng)事務(wù)A在T3時(shí)間節(jié)點(diǎn)讀取zhangsan的余額時(shí)，會發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)已被其他事務(wù)修改，且狀態(tài)為未提交。此時(shí)事務(wù)A讀取最新數(shù)據(jù)后，根據(jù)數(shù)據(jù)的undo log執(zhí)行回滾操作，得到事務(wù)B修改前的數(shù)據(jù)，從而避免了臟讀。

• 不可重復(fù)讀

避免不可重復(fù)讀.png

當(dāng)事務(wù)A在T2節(jié)點(diǎn)第一次讀取數(shù)據(jù)時(shí)，會記錄該數(shù)據(jù)的版本號（數(shù)據(jù)的版本號是以row為單位記錄的），假設(shè)版本號為1；當(dāng)事務(wù)B提交時(shí)，該行記錄的版本號增加，假設(shè)版本號為2；當(dāng)事務(wù)A在T5再一次讀取數(shù)據(jù)時(shí)，發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)的版本號（2）大于第一次讀取時(shí)記錄的版本號（1），因此會根據(jù)undo log執(zhí)行回滾操作，得到版本號為1時(shí)的數(shù)據(jù)，從而實(shí)現(xiàn)了可重復(fù)讀。

• 幻讀

InnoDB實(shí)現(xiàn)的RR通過next-key lock機(jī)制避免了幻讀現(xiàn)象。

next-key lock是行鎖的一種，實(shí)現(xiàn)相當(dāng)于record lock(記錄鎖) + gap lock(間隙鎖)；其特點(diǎn)是不僅會鎖住記錄本身(record lock的功能)，還會鎖定一個范圍(gap lock的功能)。當(dāng)然，這里我們討論的是不加鎖讀：此時(shí)的next-key lock并不是真的加鎖，只是為讀取的數(shù)據(jù)增加了標(biāo)記（標(biāo)記內(nèi)容包括數(shù)據(jù)的版本號等）；準(zhǔn)確起見姑且稱之為類next-key lock機(jī)制。還是以前面的例子來說明：

解決幻讀.png

當(dāng)事務(wù)A在T2節(jié)點(diǎn)第一次讀取0<id<5數(shù)據(jù)時(shí)，標(biāo)記的不只是id=1的數(shù)據(jù)，而是將范圍(0,5)進(jìn)行了標(biāo)記，這樣當(dāng)T5時(shí)刻再次讀取0<id<5數(shù)據(jù)時(shí)，便可以發(fā)現(xiàn)id=2的數(shù)據(jù)比之前標(biāo)記的版本號更高，此時(shí)再結(jié)合undo log執(zhí)行回滾操作，避免了幻讀。

總結(jié)

概括來說，InnoDB實(shí)現(xiàn)的RR，通過鎖機(jī)制、數(shù)據(jù)的隱藏列、undo log和類next-key lock，實(shí)現(xiàn)了一定程度的隔離性，可以滿足大多數(shù)場景的需要。不過需要說明的是，RR雖然避免了幻讀問題，但是畢竟不是Serializable，不能保證完全的隔離，下面是一個例子，大家可以自己驗(yàn)證一下。

總結(jié).png

一致性

基本概念

一致性是指事務(wù)執(zhí)行結(jié)束后，數(shù)據(jù)庫的完整性約束沒有被破壞，事務(wù)執(zhí)行的前后都是合法的數(shù)據(jù)狀態(tài)。數(shù)據(jù)庫的完整性約束包括但不限于：實(shí)體完整性（如行的主鍵存在且唯一）、列完整性（如字段的類型、大小、長度要符合要求）、外鍵約束、用戶自定義完整性（如轉(zhuǎn)賬前后，兩個賬戶余額的和應(yīng)該不變）。

實(shí)現(xiàn)

可以說，一致性是事務(wù)追求的最終目標(biāo)：前面提到的原子性、持久性和隔離性，都是為了保證數(shù)據(jù)庫狀態(tài)的一致性。此外，除了數(shù)據(jù)庫層面的保障，一致性的實(shí)現(xiàn)也需要應(yīng)用層面進(jìn)行保障。

實(shí)現(xiàn)一致性的措施包括：

• 保證原子性、持久性和隔離性，如果這些特性無法保證，事務(wù)的一致性也無法保證
• 數(shù)據(jù)庫本身提供保障，例如不允許向整形列插入字符串值、字符串長度不能超過列的限制等
• 應(yīng)用層面進(jìn)行保障，例如如果轉(zhuǎn)賬操作只扣除轉(zhuǎn)賬者的余額，而沒有增加接收者的余額，無論數(shù)據(jù)庫實(shí)現(xiàn)的多么完美，也無法保證狀態(tài)的一致