事务

定义

事务是数据库管理系统（DBMS）执行过程中的一个逻辑单位，由一个有限的数据库操作序列构成。（维基百科）

MySQL只有InnoDB存储引擎支持事务

事务的开启和关闭
数据库默认是自动事务开启的，执行任意的增删改都会自动开启事务。
也可以手动开启事务：

-- 设定事务是否自动开启
set session autocommit = on/off;
-- 手工方式开启
begin / start transaction      
-- 结束事务：提交或回滚
commit / rollback

事务的四大特性（ACID）

原子性（Atomicity）

是指事务中对数据库的一系列操作，要么都是成功，要么都是失败。

在InnoDB里面是通过undo log来实现的，它记录了数据修改之前的值（逻辑日志），一旦发生异常，就可以用undo log来实现回滚操作。

一致性（Consistency）

指的是数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。

隔离性（Isolation）

隔离性是指在并发操作中，不同事务之间应该隔离开来，使每个并发中的事务不会相互干扰。

持久性（durability）

事务提交成功，事务中所有的数据操作都必须是永久性的，被持久化到数据库中，即使提交事务后，数据库马上崩溃，在数据库重启时，也必须能保证通过某种机制恢复数据。

持久性是通过redo log和双写缓冲机制(double write buffer)保证的。

事务并发的问题

脏读

事务里面，一个事务查询的数据，因为其他事务修改了数据且并没有提交，导致前后两次读取情况不一致。

重复读

事务里面，一个事务查询的数据，因为其他事务修改/删除了数据并且提交了，导致前后两次读取情况不一致。

幻读

事务里面，一个事务查询的数据，因为其他事务插入了数据并且提交了，导致前后两次读取情况不一致。

事务的隔离级别

读未提交 (Read Uncommitted)

一个事务可以读取到其他事务未提交的数据，会出现脏读。叫做RU，没有解决任何的问题。

读已提交 (Read Committed)

一个事务只能读取到其他事务已提交的数据，不能读取到其他事务未提交的数据，解决了脏读的问题。

可重复读 (Repeatable Read)

同一个事务里面多次读取同样的数据结果是一样的，对读取的数据快照或者加锁，解决了重复读，但不能解决幻读。

串行化 (Serializable)

所有的事务都是串行执行的，对数据的操作需要排队，不存在事务的并发操作了，所以解决了所有的问题。

并发控制实现

LBCC

Lock Based Concurrency Control（基于锁的并发控制）：在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。

MVCC

Multi Version Concurrency Control（多版本的并发控制）：生成一个数据请求时间点的一致性数据快照（Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别（语句级或事务级）的一致性读取。

核心思想：查询当前事务之前提交的已存在的数据，即使后面被其他事务修改或者删除了，当前事务查到的还是之前的数据。后面其他事务新增的数据，当前事务是看不到的。

InnoDB为每行记录都实现了三个隐藏字段

ROWID：6字节，行标识。（主键索引有介绍）
DB_TRX_ID：6字节，插入或更新行的最后一个事务的事务ID，自增的（创建版本号）
DB_ROLL_PTR：7字节，回滚指针，数据被删除或记录为旧数据的时候，记录当前事务ID（删除版本号）

MVCC的版本控制

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-h6yKOGS8-1590046122654)(http://assets.processon.com/chart_image/5ebcf2d17d9c08156c3febd0.png)]
MVCC的查找规则：只能查找创建时间小于等于当前事务ID的数据，和删除时间大于当前事务ID的行（或未删除）。

事务1 初始化插入了两条user数据，此时创建版本是当前事务ID，删除版本为空。
事务2 查询出来两条user数据。
事务3 插入一条新数据，新数据创建版本是3，删除版本为空
事务2 查询user表，根据规则，只能查到创建版本小于1的两条数据
事务4 删除user表第二条数据，该数据删除版本为4
事务2 查询user表，根据规则，删除版本4大于事务id2，可以被查出来。可以显示两条数据
事务5 更新user表第一条数据，原数据删除版本为5，新增一条创建版本为5的版本数据，删除版本为空
事务2 查询user表，根据规则，创建版本5大于事务id2，不展示，删除版本5大于当前事务版本2可展示，所以展示原来的两条数据。

通过版本号的控制，无论其他事务是插入、修改、删除，第一个事务查询到的数据都没有变化。

InnoDB锁机制

表锁、行锁

表锁（Table Lock）

表级锁一次会将整个表锁定，颗粒度大。
加锁效率高：获取锁和释放锁的速度快。
锁冲突概率高，避免死锁
并发性能差

行锁（Record Lock）

记录锁，加锁的是数据行，锁颗粒度小
加锁效率略低，加锁逻辑复杂
锁冲突概率小，会出现死锁
并发性能高

行锁表锁对比

锁定粒度：表锁 > 行锁
加锁效率：表锁 > 行锁
冲突概率：表锁 > 行锁
并发性能：表锁 < 行锁

行锁：共享锁、排他锁

共享锁（Shared Locks）

定义

共享锁，又称为读锁，简称S锁。
共享锁就是多个事务可以共享一把锁，都能访问到数据，但是能读不能修改。

加锁

select * from user where id=1 LOCK IN SHARE MODE;

释放锁

事务结束

排他锁（Exclusive Locks）

定义

排他锁，又称为写锁，简称X锁。
排他锁不能与其他锁并存，一个事务获取数据行的排他锁，其他事务就不能再获取该数据的锁（共享锁、排他锁），只有该获取了排他锁的事务可以对数据行进行读取和修改。

加锁

自动：delete / update / insert 默认加上X锁；
手动：select * from student where id=1 FOR UPDATE;

释放锁

事务结束

InnoDB行锁实现

核心：行锁锁的是索引
InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，只有通过索引条件检索数据，才使用行级锁；在不通过索引条件查询的时候，将使用表锁。

意向锁（Intention Lock）（表级）

意向锁是由数据引擎自己维护的，用户无法手动操作意向锁。

意向共享锁（Intention Shared Lock，简称IS锁）

表示事务准备给数据行加入共享锁，也就是说一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。

意向排他锁（Intention Exclusive Lock，简称IX锁）

表示事务准备给数据行加入排他锁，说明事务在一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。

意向锁作用

表级和行级锁共存时，意向锁相当于一个表flag。
当该表被事务A加了行锁，事务B又准备加表锁，应该是阻塞的。这时候如果遍历所有行判断是否有锁，效率低。直接判断是否有意向锁就能给出结果，效率高。

行锁算法

记录锁（Record Lock）

记录（Record）

索引中存在的主键值，叫做Record。

锁

单个行记录上的锁，通过索引使用等值查询，精准匹配到一条记录的时候，这个时候使用的就是记录锁。

例：

-- 锁住id 为2
select * from user where id = 2 for update;

间隙锁(Gap Lock)

间隙（Gap）

存在的Record隔开的数据，不存在的区间，叫做间隙（Gap），是一个左开右开的区间

锁

查询的记录不存在，没有命中任何一个record，无论是用等值查询还是范围查询的时候，此时使用的是间隙锁。
不会阻塞相同的间隙锁，但是会阻塞插入间隙锁，这也是用来防止幻读的关键。
间隙锁，只在RR隔离级别下存在。

例：

-- 返回查询
select * from user where id >4 and id <7 for update;
-- 等值查询没命中
select * from user where id = 6 for update;

-- 阻塞插入 block
insert user id(5)

锁定了间隙区间，阻塞插入。

临键锁（Next-key Lock）

临键（Next-key）

间隙（Gap）连同右边的记录（Record），我们把它叫做临键的区间，是一个左开右闭的区间。

锁

使用范围查询时，命中Record记录，还包含Gap间隙，就使用临键锁
是MySQL里面默认的行锁算法,相当于记录锁加上间隙锁。
临键锁，锁住最后一个key的下一个左开右闭的区间。

例：

-- 锁住(4,7]和(7,10]
select * from t2 where id >5 and id <=7 for update; 
-- 锁住(7,10]，(10,+∞)
select * from t2 where id >8 and id <=10 for update;

MySQL--事务与锁

事务

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