本文純屬娛樂
面試官：談?wù)剬κ聞?wù)的理解吧。
我：數(shù)據(jù)庫的事務(wù)是指一組SQL語句組成的數(shù)據(jù)庫邏輯處理單元，在這組SQL的操作中，要么全部執(zhí)行成功，要么全部執(zhí)行失敗。
我：這里的一組SQL操作，舉個簡單又經(jīng)典的例子就是轉(zhuǎn)賬了，事務(wù)A中要進行轉(zhuǎn)賬，那么轉(zhuǎn)出的賬號要扣錢，轉(zhuǎn)入的賬號要加錢，這兩個操作都必須同時執(zhí)行成功，為了確保數(shù)據(jù)的一致性。
面試官： 剛才你提到了數(shù)據(jù)一致性，你知道事務(wù)的特性嗎？說說你的理解。
我： 在Mysql中事務(wù)的四大特性主要包含：原子性（Atomicity）、一致性（Consistent）、隔離性（Isalotion）、持久性(Durable)，簡稱為ACID。
我： 原子性是指事務(wù)的原子性操作，對數(shù)據(jù)的修改要么全部執(zhí)行成功，要么全部失敗，實現(xiàn)事務(wù)的原子性，是基于日志的Redo/Undo機制。
我： 一致性是指執(zhí)行事務(wù)前后的狀態(tài)要一致，可以理解為數(shù)據(jù)一致性。隔離性側(cè)重指事務(wù)之間相互隔離，不受影響，這個與事務(wù)設(shè)置的隔離級別有密切的關(guān)系。
我： 持久性則是指在一個事務(wù)提交后，這個事務(wù)的狀態(tài)會被持久化到數(shù)據(jù)庫中，也就是事務(wù)提交，對數(shù)據(jù)的新增、更新將會持久化到數(shù)據(jù)庫中。
我： 在我的理解中，原子性、隔離性、持久性都是為了保障一致性而存在的，一致性也是最終的目的。
面試官： 剛才你說原子性是基于日志的Redo/Undo機制，你能說一說Redo/Undo機制嗎？
我： Redo/Undo機制比較簡單，它們將所有對數(shù)據(jù)的更新操作都寫到日志中。
我： Redo log用來記錄某數(shù)據(jù)塊被修改后的值，可以用來恢復(fù)未寫入 data file 的已成功事務(wù)更新的數(shù)據(jù)；Undo log是用來記錄數(shù)據(jù)更新前的值，保證數(shù)據(jù)更新失敗能夠回滾。
我： 假如數(shù)據(jù)庫在執(zhí)行的過程中，不小心崩了，可以通過該日志的方式，回滾之前已經(jīng)執(zhí)行成功的操作，實現(xiàn)事務(wù)的一致性。
面試官： 可以舉一個場景，說一下具體的實現(xiàn)流程嗎？
我： 可以的，假如某個時刻數(shù)據(jù)庫崩潰，在崩潰之前有事務(wù)A和事務(wù)B在執(zhí)行，事務(wù)A已經(jīng)提交，而事務(wù)B還未提交。當(dāng)數(shù)據(jù)庫重啟進行 crash-recovery 時，就會通過Redo log將已經(jīng)提交事務(wù)的更改寫到數(shù)據(jù)文件，而還沒有提交的就通過Undo log進行roll back。
面試官： 之前你還提到事務(wù)的隔離級別，你能說一說嗎？
我：可以的，在Mysql中事務(wù)的隔離級別分為四大等級，讀未提交（READ UNCOMMITTED）、讀提交 （READ COMMITTED）、可重復(fù)讀 （REPEATABLE READ）、串行化 （SERIALIZABLE）。
我： 讀未提交會讀到另一個事務(wù)的未提交的數(shù)據(jù)，產(chǎn)生臟讀問題，讀提交則解決了臟讀的，出現(xiàn)了不可重復(fù)讀，即在一個事務(wù)任意時刻讀到的數(shù)據(jù)可能不一樣，可能會受到其它事務(wù)對數(shù)據(jù)修改提交后的影響，一般是對于update的操作。
我： 可重復(fù)讀解決了之前不可重復(fù)讀和臟讀的問題，但是由帶來了幻讀的問題，幻讀一般是針對insert操作。
我： 例如：第一個事務(wù)查詢一個User表id=100發(fā)現(xiàn)不存在該數(shù)據(jù)行，這時第二個事務(wù)又進來了，新增了一條id=100的數(shù)據(jù)行并且提交了事務(wù)。
我： 這時第一個事務(wù)新增一條id=100的數(shù)據(jù)行會報主鍵沖突，第一個事務(wù)再select一下，發(fā)現(xiàn)id=100數(shù)據(jù)行已經(jīng)存在，這就是幻讀。
面試官： 你能演示一下嗎？
我： 首先創(chuàng)建一個User表，最為一個測試表，測試表里面有三個字段，并插入兩條測試數(shù)據(jù)。
CREATE TABLE User (
id INT(11) NOT NULL PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT,
name VARCHAR(20),
age INT DEFAULT 0
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
INSERT INTO `user` VALUES (1, 'zhangsan', 23);
INSERT INTO `user` VALUES (2, 'lisi', 20);
我： 在Mysql中可以先查詢一下他的默認隔離級別，可以看出Mysql的默認隔離級別是REPEATABLE-READ。
mysql>select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
我： 先來演示一下讀未提交，先把默認的隔離級別修改為READ UNCOMMITTED。
mysql>set tx_isolation = 'read-uncommitted';
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
mysql>select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
我： 當(dāng)設(shè)置完隔離級別后對于之前打開的會話，是無效的，要重新打開一個窗口設(shè)置隔離級別才生效。
我： 然后是開啟事務(wù)，Mysql中開啟事務(wù)有兩種方式begin/start transaction，最后提交事務(wù)執(zhí)行commit，或者回滾事務(wù)rollback。
我： 在執(zhí)行begin/start transaction命令，它們并不是一個事務(wù)的起點，在執(zhí)行完它們后的第一個sql語句，才表示事務(wù)真正的啟動 。
我： 這里直接打開兩個新的窗口，同時開啟事務(wù)，在第一個窗口先update一個id=1的數(shù)據(jù)行name改為'mysia'，執(zhí)行成功。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> use test
Database changed
mysql> update user set name = 'mysia' where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
我： 然后再第二個窗口執(zhí)行兩次的查詢，分別是窗口一update之前的查詢和update之后的查詢。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> use test
Database changed
mysql>select * from User;
+----+----------+------+
| id | name | age |
+----+----------+------+
| 1 | zhangsan | 23 |
| 2 | lisi | 20 |
+----+----------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql>select * from User;
+----+-------+------+
| id | name | age |
+----+-------+------+
| 1 | mysia | 23 |
| 2 | lisi | 20 |
+----+-------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
我： 第一個session產(chǎn)生的未提交的事務(wù)的狀態(tài)就會直接影響到第二sesison，也就是臟讀
我： 對于讀提交也是一樣的，開啟事務(wù)后，第一個事務(wù)先執(zhí)行查詢數(shù)據(jù)，然后第二個session執(zhí)行update操作，但是還沒有commit，這是第一個session再次select，數(shù)據(jù)并沒有改變，再第二個session執(zhí)行commit之后，第一個session再次select就是改變后的數(shù)據(jù)了。
我： 這樣第一個事務(wù)的查詢結(jié)果就會收到第二事務(wù)的影響，這個也就是產(chǎn)生不可重復(fù)讀的問題。
面試官： 你能畫一下他執(zhí)行的過程圖嗎？你講的我有點亂，我還沒有徹底明白。
我： 這個是讀提交的時間軸圖，讀未提交的時間軸圖，原理也一樣的，第二個select的時候數(shù)據(jù)就已經(jīng)改變了。
面試官： 嗯，你接著演示你的可重復(fù)讀吧。
我： 嗯，好的，然后就是可重復(fù)讀，和之前一樣的操作。
我： 將兩個session開啟為REPEATABLE READ，同時開啟事務(wù)，在第一個事務(wù)中先select，然后在第二個事務(wù)里面update數(shù)據(jù)行，可以發(fā)現(xiàn)即使第二個事務(wù)已經(jīng)commit，第一個事務(wù)再次select數(shù)據(jù)也還是沒有改變，這就解決了不可重復(fù)讀的問題。
我： 這里有個不同的地方就是在Mysql中，默認的不可重復(fù)讀個隔離級別也解決了幻讀的問題。
我： 第一個事務(wù)中先select一個id=3的數(shù)據(jù)行，這條數(shù)據(jù)行是不存在的，返回Empty set，然后第二個事務(wù)中insert一條id=3的數(shù)據(jù)行并且commit，第一個事務(wù)中再次select的，數(shù)據(jù)也好是沒有id=3的數(shù)據(jù)行。
我： 最后的串行化，樣式步驟也是一樣的，結(jié)果也和Mysql中默認的個可重復(fù)讀隔離級別的結(jié)果一樣，串行化的執(zhí)行流程相當(dāng)于把事務(wù)的執(zhí)行過程變?yōu)轫樞驁?zhí)行。
我： 這4個等級從上到下，隔離的效果是逐漸增強，但是性能卻是越來越差。
面試官： 哦？性能越來越差？為什么會性能越來越差？你能說一說原因嗎？
我： 這個得從Mysq的鎖說起，在Mysql中的鎖可以分為分享鎖/讀鎖（Shared Locks）、排他鎖/寫鎖（Exclusive Locks） 、間隙鎖、行鎖（Record Locks）、表鎖。
我： 在4個隔離級別中加鎖肯定是要消耗性能的，而讀未提交是沒有加任何鎖的，所以對于它來說也就是沒有隔離的效果，所以它的性能也是最好的。
我： 對于串行化加的是一把大鎖，讀的時候加共享鎖，不能寫，寫的時候，加的是排它鎖，阻塞其它事務(wù)的寫入和讀取，若是其它的事務(wù)長時間不能寫入就會直接報超時，所以它的性能也是最差的，對于它來就沒有什么并發(fā)性可言。
我： 對于讀提交和可重復(fù)讀，他們倆的實現(xiàn)是兼顧解決數(shù)據(jù)問題，然后又要有一定的并發(fā)行，所以在實現(xiàn)上鎖機制會比串行化優(yōu)化很多，提高并發(fā)性，所以性能也會比較好。
我： 他們倆的底層實現(xiàn)采用的是MVCC方式進行實現(xiàn)。
面試官： 你能先說一下先這幾個鎖的概念嗎？我不是很懂，說說你的理解。
我： 哦，好的，共享鎖是針對同一份數(shù)據(jù)，多個讀操作可以同時進行，簡單來說即讀加鎖，不能寫并且可并行讀；排他鎖針對寫操作，假如當(dāng)前寫操作沒有完成，那么它會阻斷其它的寫鎖和讀鎖，即寫加鎖，其它讀寫都阻塞 。
我： 而行鎖和表鎖，是從鎖的粒度上進行劃分的，行鎖鎖定當(dāng)前數(shù)據(jù)行，鎖的粒度小，加鎖慢，發(fā)生鎖沖突的概率小，并發(fā)度高，行鎖也是MyISAM和InnoDB的區(qū)別之一，InnoDB支持行鎖并且支持事務(wù) 。
我： 而表鎖則鎖的粒度大，加鎖快，開銷小，但是鎖沖突的概率大，并發(fā)度低。
我： 間隙鎖則分為兩種：Gap Locks和Next-Key Locks。Gap Locks會鎖住兩個索引之間的區(qū)間，比如select * from User where id>3 and id<5 for update，就會在區(qū)間（3，5）之間加上Gap Locks。
我： Next-Key Locks是Gap Locks+Record Locks形成閉區(qū)間鎖select * from User where id>=3 and id=<5 for update，就會在區(qū)間[3,5]之間加上Next-Key Locks。
面試官： 那Mysql中什么時候會加鎖呢？
我： 在數(shù)據(jù)庫的增、刪、改、查中，只有增、刪、改才會加上排它鎖，而只是查詢并不會加鎖，只能通過在select語句后顯式加lock in share mode或者for update來加共享鎖或者排它鎖。
面試官： 你在上面提到MVCC，你能說一說原理嗎？
我： 在實現(xiàn)MVCC時用到了一致性視圖，用于支持讀提交和可重復(fù)讀的實現(xiàn)。
我： 在實現(xiàn)可重復(fù)讀的隔離級別，只需要在事務(wù)開始的時候創(chuàng)建一致性視圖，也叫做快照，之后的查詢里都共用這個一致性視圖，后續(xù)的事務(wù)對數(shù)據(jù)的更改是對當(dāng)前事務(wù)是不可見的，這樣就實現(xiàn)了可重復(fù)讀。
我： 而讀提交，每一個語句執(zhí)行前都會重新計算出一個新的視圖，這個也是可重復(fù)讀和讀提交在MVCC實現(xiàn)層面上的區(qū)別。
面試官： 那你知道快照在MVCC底層是怎么工作的嗎？
我： 在InnoDB 中每一個事務(wù)都有一個自己的事務(wù)id，并且是唯一的，遞增的 。
我： 對于Mysql中的每一個數(shù)據(jù)行都有可能存在多個版本，在每次事務(wù)更新數(shù)據(jù)的時候，都會生成一個新的數(shù)據(jù)版本，并且把自己的數(shù)據(jù)id賦值給當(dāng)前版本的row trx_id。
面試官： 你可以畫個圖看看嗎？
我： 如圖中所示，假如三個事務(wù)更新了同一行數(shù)據(jù)，那么就會有對應(yīng)的三個數(shù)據(jù)版本。
我： 實際上版本1、版本2并非實際物理存在的，而圖中的U1和U2實際就是undo log，這v1和v2版本是根據(jù)當(dāng)前v3和undo log計算出來的。
面試官： 那對于一個快照來說，你知道它要遵循什么規(guī)則嗎？
我： 對于一個事務(wù)視圖來說除了對自己更新的總是可見，另外還有三種情況：版本未提交的，都是不可見的；版本已經(jīng)提交，但是是在創(chuàng)建視圖之后提交的也是不可見的；版本已經(jīng)提交，若是在創(chuàng)建視圖之前提交的是可見的。
面試官： 假如兩個事務(wù)執(zhí)行寫操作，又怎么保證并發(fā)呢？
我： 假如事務(wù)1和事務(wù)2都要執(zhí)行update操作，事務(wù)1先update數(shù)據(jù)行的時候，先回獲取行鎖，鎖定數(shù)據(jù)，當(dāng)事務(wù)2要進行update操作的時候，也會取獲取該數(shù)據(jù)行的行鎖，但是已經(jīng)被事務(wù)1占有，事務(wù)2只能wait。
我： 若是事務(wù)1長時間沒有釋放鎖，事務(wù)2就會出現(xiàn)超時異常 。
面試官： 這個是在update的where后的條件是在有索引的情況下吧？
我： 是的 。
面試官： 那沒有索引的條件下呢？沒辦法快速定位到數(shù)據(jù)行呢？
我： 若是沒有索引的條件下，就獲取所有行，都加上行鎖，然后Mysql會再次過濾符合條件的的行并釋放鎖，只有符合條件的行才會繼續(xù)持有鎖。
我： 這樣的性能消耗也會比較大。
完。
