关于学习这件事情宁可花点时间系统学习，也不要东一榔头西一棒槌，都说学习最好的方式就是系统的学习，希望看完本文会让你对事务有一定的理解。数据库版本为8.0

一、什么是事务

事务是独立的工作单元，在这个独立工作单元中所有操作要么全部成功，要么全部失败。

也就是说如果有任何一条语句因为崩溃或者其它原因导致执行失败，那么未执行的语句都不会再执行，已经执行的语句会进行回滚操作，这个过程被称之为事务。

例：

最近在写一个论坛系统，当发布的主题被其它用户举报后，后台会对举报内容进行审核。

一经审核为违规主题，则进行删除主题的操作，但不仅仅要删除主题还要删除主题下的帖子、浏览量，关于这个主题的一切信息都需要进行清理。

删除流程如下，用上边概念来说，以下执行的四个流程，每个流程都必须成功否则事务回滚返回删除失败。

假设执行到了第三步后 SQL 执行失败了，那么第一二步都会进行回滚，第四步则不会在执行。

二、事务四大特征

事务的四大特征，原子性、一致性、隔离性、持久性。

1. 原子性

事务中所有操作要么全部成功，要么全部失败，不会存在一部分成功，一部分失败。

这个概念也是事务最核心的特性，事务概念本身就是使用原子性进行定义的。

原子性的实现是基于回滚日志实现（undo log），当事务需要回滚时就会调用回滚日志进行 SQL 语句回滚操作，实现数据还原。

2. 一致性

一致性，字面意思就是前后一致呗！在数据库中不管进行任何操作，都是从一个一致性转移到另一个一致性。

当事务结束后，数据库的完整性约束不被破坏。

当你了解完事务的四大特征之后就会发现，都是保证数据一致性为最终目标存在的。

在学习事务的过程中大家看到最多的案例就是转账，假设用户 A 与用户 B 余额共计 1000，那么不管怎么转俩人的余额自始至终也就只有 1000。

3. 隔离性

保证事务执行尽可能的不受其它事务影响，这个是隔离级别可以自行设置，在 innodb 中默认的隔离级别为可重复读（Repeatable Read）。

这种隔离级别有可能造成的问题就是出现幻读，但是使用间隙锁可以解决幻读问题。

学习了隔离性你需要知道原子性和持久性是针对单个事务，而隔离性是针对事务与事务之间的关系。

4. 持久性

持久性是指当事务提交之后，数据的状态就是永久的，不会因为系统崩溃而丢失。

事务持久性是基于重做日志（redo log）实现的。

三、事务并发会出现的问题

1. 脏读

读取了另一个事务没有提交的数据。

以上表为例，事务 A 读取主题访问量时读取到了事务 B 没有提交的数据 150。

如果事务 B 失败进行回滚，那么修改后的值还是会回到 100。

然而事务 A 获取的数据是修改后的数据，这就有问题了。

2. 不可重复读

事务读取同一个数据，返回结果先后不一致问题。

上表格中，事务 A 在先后获取主题访问量时，返回的数据不一致。

也就是说在事务 A 执行的过程中，访问量被其它事务修改，那么事务 A 查询到的结果就是不可靠的。

**脏读与不可重复读的区别**

脏读读取的是另一个事务没有提交的数据，而不可重复读读取的是另一个事务已经提交的数据。

3. 幻读

事务按照范围查询，俩次返回结果不同。

以上表为例，当对 100-200 访问量的主题做统计时，第一次找到了 100 个，第二次找到了 101 个。

4. 区别

• 脏读读取的是另一个事务没有提交的数据，而不可重复读读取的是另一个事务已经提交的数据。

• 幻读和不可重复读都是读取了另一条已经提交的事务（这点与脏读不同），所不同的是不可重复读查询的都是同一个数据项，而幻读针对的是一批数据整体（比如数据的个数）。

针对以上的三个问题，产生了四种隔离级别。

在第二节中对隔离性进行了简单的概念解释，实际上的隔离性是很复杂的。

在 MySQL 中定义了四种隔离级别，分别为未提交读 （Read Uncommitted）、提交读 （Read committed）、可重复读取 （Repeatable Read）、可串行化 （Serializable）。

• 未提交读 （Read Uncommitted）：俩个事务同时运行，有一个事务修改了数据，但未提交，另一个事务是可以读取到没有提交的数据。这种情况被称之为脏读。

• 提交读（Read committed）：一个事务在未提交之前，所做的任何操作其它事务不可见。这种隔离级别也被称之为不可重复读。因为会存在俩次同样的查询，返回的数据可能会得到不一样的结果。

• 可重复读（Repeatable Read）：这种隔离级别解决了脏读问题，但是还是存在幻读问题，这种隔离界别在 MySQL 的 innodb 引擎中是默认级别。MySQL 在解决幻读问题使用间隙锁来解决幻读问题。

• 可串行化 （Serializable）：这种级别是最高的，强制事务进行串行执行，解决了可重复读的幻读问题。

对于隔离级别，级别越高并发就越低，而级别越低会引发脏读、不可重复读、幻读的问题。

因此在 MySQL 中使用可重复读（Repeatable Read）作为默认级别。

作为默认级别是如何解决并处理相应问题的呢！

那么针对这一问题，是一个难啃的骨头，咔咔将在下一期 MVCC 文章专门来介绍这块。

四、事务日志以及事务异常如何应对

MySQL的版本号为8.0

在 Innodb 中事务的日志分为俩种，回滚日志、重做日志。

先来看一下俩个日志的存放位置吧！

在 Linux 下的 MySQL 事务日志存放在/var/lib/mysql这个位置中。

从上图中可以看到分别为 ib_logfile、undo_俩个文件。

ib_logfile 文件为重做日志

undo_文件为回滚日志

在这里估计有点小伙伴会有点迷糊这个回滚日志。

那是因为在 MySQL5.6 默认回滚日志没有进行独立表空间存储，而是存放到了 ibdata 文件中。

独立表空间存储从 MySQL5.6 后就已经支持了，但是需要自行配置。

在 MySQL8.0 是由innodb_undo_tablespaces 这个参数来设置回滚日志独立空间个数，这个参数的范围为 0-128。

默认值为 0 表示不开启独立的回滚日志，且回滚日志存储在 ibdata 文件中。

这个参数是在初始化数据库时指定的，实例一旦创建这个参数是不能改动的。

如果设置的 innodb_undo_tablespaces 值大于实例创建时的个数，则会启动失败。

1. 重做日志（redo log）（持久性实现原理）

事务的持久性就是通过重做日志来实现的。

当提交事务之后，并不是直接修改数据库的数据的，而是先保证将相关的操作记录到 redo 日志中。

数据库会根据相应的机制将内存的中的脏页数据刷新到磁盘中。

上图是一个简单的重做日志写入流程。

在上图中提到俩个陌生概念，Buffer pool、redo log buffer，这个俩个都是 Innodb 存储引擎的内存区域的一部分。

而 redo log file 是位于磁盘位置。

也就说当有 DML（insert、update、delete）操作时，数据会先写入 Buffer pool，然后在写到重做日志缓冲区。

重做日志缓冲区会根据刷盘机制来进行写入重做日志中。

这个机制的设置参数为innodb_flush_log_at_trx_commit ，参数分别为 0,1，2

上图即为重做日志的写入策略。

• 当这个参数的值为 0 的时，提交事务之后，会把数据存放到 redo log buffer 中，然后每秒将数据写进磁盘文件

• 当这个参数的值为 1 的时，提交事务之后，就必须把 redo log buffer 从内存刷入到磁盘文件里去，只要事务提交成功，那么 redo log 就必然在磁盘里了。

• 当这个参数的值为 2 的情况，提交事务之后，把 redo log buffer 日志写入磁盘文件对应的 os cache 缓存里去，而不是直接进入磁盘文件，1 秒后才会把 os cache 里的数据写入到磁盘文件里去。

2. 服务器异常停止对事务如何应对（事务写入过程）

• 当参数为 0 时，前一秒的日志都保存在日志缓冲区，也就是内存上，如果机器宕掉，可能丢失 1 秒的事务数据。

• 当参数为 1 时，数据库对 IO 的要求就非常高了，如果底层的硬件提供的 IOPS 比较差，那么 MySQL 数据库的并发很快就会由于硬件 IO 的问题而无法提升。

• 当参数为 2 时，数据是直接写进了 os cache 缓存，这部分属于操作系统部分，如果操作系统部分损坏或者断电的情况会丢失 1 秒内的事务数据，这种策略相对于第一种就安全了很多，并且对 IO 要求也没有那么高。

小结

关于性能：0>2>1

关于安全：1>2>0

根据以上结论，所以说在MySQL数据库中，刷盘策略默认值为1，保证事务提交之后，数据绝对不会丢失。

3. 回滚日志（undo log）（原子性实现原理）

回滚日志保证了事务的原子性。

回滚日志相对重做日志来说没有那么复杂的流程。

当事务对数据库进行修改时，Innodb 引擎不仅会记录 redo log 日志，还会记录 undo log 日志。

如果事务失败，或者执行了 rollback，为了保证事务的原子性，就必须利用 undo log 日志来进行回滚操作。

回滚日志的存储形式如下。

在 undo log 日志文件，事务中使用的每条 insert 都对应了一条 delete，每条 update 也都对应一条相反的 update 语句

注意：

系统发生宕机或者数据库进程直接被杀死。

当用户再次启动数据库进程时，还能够立刻通过查询回滚日志将之前未完成的事务进程回滚。

这也就需要回滚日志必须先于数据持久化到磁盘上，是需要先写日志后写数据库的主要原因。

回滚日志不仅仅可以保证事务的原子性，还是实现mvcc的重要因素。

以上就是关于事务的俩大日志，重做日志、回滚日志的理解。

五、锁机制

锁在 MySQL 中是是非常重要的一部分，锁对 MySQL 数据访问并发有着举足轻重的作用。

所以说锁的内容以及细节是十分繁琐的，本节只是对 Innodb 锁的一个大概整理。

MySQL 中有三类锁，分别为行锁、表锁、页锁。

首先需要明确的是这三类锁是是归属于那种存储引擎的。

• 行锁：Innodb 存储引擎

• 表锁：Myisam、MEMORY 存储引擎

• 页锁：BDB 存储引擎

1. 行锁

行锁又分为共享锁、排它锁，也被称之为读锁、写锁，Innodb存储引擎的默认锁。

共享锁（S）：

假设一个事务对数据 A 加了共享锁（S），则这个事务只能读 A 的数据。

其它事务只能再对数据 A 添加共享锁（S），而不能添加排它锁（X），直到这个事务释放了数据 A 的共享锁（S）。

这就保证了其它事务也可以读取 A 的数据，但是在这个事务没有释放在 A 数据上的共享锁（S）之前不能对 A 做任何修改。

排它锁（X）

假设一个事务对数据 A 添加了排它锁（X），则只允许这个事务读取和修改数据 A。

其它任何事务都不能在对数据 A 添加任何类型的锁，直至这个事务释放了数据 A 上的锁。

排它锁阻止其它事务获取相同数据的共享锁（S）、排它锁（X），直至释放排它锁（X）。

特点

• 只针对单一数据进行加锁

• 开销大

• 加锁慢

• 会出现死锁

• 锁粒度最小，发生锁冲突的概率越低，并发越高。

还记得在上文中提到的事务并发带来的问题、脏读、不可重读读、幻读。

学习到了这里，应该就明白可重复读（Repeatable Read）如何解决脏读、不可重读读了。

脏读、和不可重复读的解决方案很简单，写前加排它锁（X），事务结束才释放，读前加共享锁（S），事务结束就释放

2. 表锁

表锁又分为表共享读锁、表独占写锁，也被称之为读锁、写锁，Myisa存储引擎的默认锁。

• 表共享读锁 ： 针对同一个份数据，可以同时读取互不影响，但不允许写操作。

• 表独占写锁 ：当写操作没有结束时，会阻塞所有读和写。

特点

• 对整张表加锁

• 开销小

• 加锁快

• 无死锁

• 锁粒度最大，发生锁冲突的概率越大，并发越小。

本文主要说明 Innodb 和 Myisam 的锁，页锁不就不做详细说明了。

3. 如何加锁

表锁

• 隐式加锁：默认自动加锁释放锁，select 加读锁、update、insert、delete 加写锁。

• 手动加锁：lock table tableName read;（添加读锁）、lock table tableName write（添加写锁）。

• 手动解锁：unlock table tableName（释放单表）、unlock table（释放所有表）

行锁

• 隐式加锁：默认自动加锁释放锁，只有 select 不会加锁，update、insert、delete 加排它锁。

• 手动加共享锁：select id name from user lock in share mode;

• 手动加排它锁：select id name form user for update;

• 解锁：正常提交事务（commit）、事务回滚（rollback）、kill 进程。

六、总结

本文主要对事务的重点知识点进行解读，内容总结。

事务四大特征实现原理

• 原子性：使用事务日志的回滚日志（undo log）实现

• 隔离性：使用 mvcc 实现（幻读问题除外）

• 持久性：使用事务日志的重做日志（redo log）实现

• 一致性：是事务追求的最终目标，原子性、隔离性、持久性都是为了保证数据库一致性而存在

事务并发出现问题的区别

• 脏读与不可重复读的区别：脏读是读取没有提交事务的数据、不可重复读读取的是已提交事务的数据。

• 幻读与不可重复读的区别：都是读取的已提交事务的数据（与脏读不同），幻读针对的是一批数据，例如个数。不可重复读针对的是单一数据。

事务日志

• 重做日志（redo log）：实现了事务的持久性，提交事务后不是直接修改数据库，而是保证每次事务操作读写入 redo log 中。并且落盘会有三种策略（详细看四-1 节）。

• 回滚日志（undo log）：实现了事务的原子性，针对 DML 的操作，都会有记录相反的 DML 操作。

坚持学习、坚持写博、坚持分享是咔咔从业以来一直所秉持的信念。希望在偌大互联网中咔咔的文章能带给你一丝丝帮助。我是咔咔，下期见。