【编程学习】关于数据库事务需要了解的

6Young2024-08-282024-08-28

事务的ACID

原子性(Atomicity)

单个事务，为一个不可分割的最小工作单元，整个事务中的所有操作要么全部commit成功，要么全部失败rollback，对于一个事务来说，不可能只执行其中的一部分SQL操作，这就是事务的原子性。

一致性(Consistency)

数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态。在前面的例子中，一致性确保了，即使在执行第三、四条语句之间时系统崩潰，信用卡账户也不会损失100块，因为事务最终没有提交，所以事务中所做的修改也不会保存到数据库中，保证数据一致性。

隔离性(Isolation)

通常来说，一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。在前面的例子中，当执行完第三条语句、第四条语句还未开始时，此时有另外一个账户查询余额SQL开始运行，则其看到的信用卡账户的余额并没有被减去100元。后面我们讨论隔离级别(Isolation level)的时候，会发现为什么我们要说事务通常来说是不可见的。

持久性(Durability)

一旦事务提交，则其所做的修改就会永久保存到数据库中。此时即使系统崩溃，修改的数据也不会丢失。

事务的ACID特性可以确保银行不会弄丢你的钱。而在应用逻辑中，要实现这一点非常难, 甚至可以说是不可能完成的任务。一个兼容ACID的数据库系统，需要做很多复杂但可能用户并没有觉察到的工作，才能确保ACID的实现。

事务并发带来的问题

脏读（dirty read）

假设现在有两个事务A、B：

假设现在A的余额是100，事务A正在准备查询Jay的余额
这时候，事务B先扣减Jay的余额，扣了10
最后A 读到的是扣减后的余额

时间	事务A	事务B
1	begin
2		begin
3		update account set balance=balance-10 where name = ‘Jay’
4	select balance from account where name = ‘Jay’
5	读到Jay的账户为90元

由上图可以发现，事务A、B交替执行，事务A被事务B干扰到了，因为事务A读取到事务B未提交的数据,这就是脏读。

不可重复读（unrepeatable read）

假设现在有两个事务A和B，A是连续查询两次Jay的账户余额：

事务A先查询Jay的余额，查到结果是100
这时候事务B 对Jay的账户余额进行扣减，扣去10后，提交事务
事务A再去查询Jay的账户余额发现变成了90

时间	事务A	事务B
1	begin
2	select balance from account where name = ‘Jay’
3	读到Jay的账户为100元
4		begin
5		update account set balance=balance-10 where name = ‘Jay’
6		commit
7	select balance from account where name = ‘Jay’
8	读到Jay的账户为90元
9	commit

事务A又被事务B干扰到了！在事务A范围内，两个相同的查询，读取同一条记录，却返回了不同的数据，这就是不可重复读。

幻读

假设现在有两个事务A、B：

事务A先查询id大于2的账户记录，得到记录id=2和id=3的两条记录
这时候，事务B开启，插入一条id=4的记录，并且提交了
事务A再去执行相同的查询，却得到了id=2,3,4的3条记录了。

事务A查询一个范围的结果集，另一个并发事务B往这个范围中插入/删除了数据，并静悄悄地提交，然后事务A再次查询相同的范围，两次读取得到的结果集不一样了，这就是幻读。

Mysql的四种隔离级别

SQL标准定义了4类隔离级别，包括了一些具体规则，用来限定事务内外的哪些改变是可见的，哪些是不可见的。低级别的隔离级一般支持更高的并发处理，并拥有更低的系统开销。

Read Uncommitted（读取未提交内容）

在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少。读取未提交的数据，也被称之为脏读（Dirty Read）。

Read Committed（读取提交内容）

这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这种隔离级别中，因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit，所以同一select可能返回不同结果，会存在不可重复读的并发问题。

Repeatable Read（可重读）

这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读（Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题。

Serializable（可串行化）

这是最高的隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。

实现方法

常规SQL事务管理

事务隔离级别	实现方式
未提交读（RU）	事务对当前被读取的数据不加锁；事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级共享锁，直到事务结束才释放。
提交读（RC）	事务对当前被读取的数据加行级共享锁（当读到时才加锁），一旦读完该行，立即释放该行级共享锁；事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级排他锁，直到事务结束才释放。
可重复读（RR）	事务在读取某数据的瞬间（就是开始读取的瞬间），必须先对其加行级共享锁，直到事务结束才释放；事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级排他锁，直到事务结束才释放。
序列化读（S）	事务在读取数据时，必须先对其加表级共享锁，直到事务结束才释放；事务在更新数据时，必须先对其加表级排他锁，直到事务结束才释放。

MySQL管理方案

事务隔离级别	实现方式
未提交读（RU）	事务对当前被读取的数据不加锁，都是当前读；事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级共享锁，直到事务结束才释放。
提交读（RC）	事务对当前被读取的数据不加锁，且是快照读；事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级排他锁（Record），直到事务结束才释放。通过快照，在这个级别MySQL就解决了不可重复读的问题
可重复读（RR）	事务对当前被读取的数据不加锁，且是快照读；事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级排他锁（Record，GAP，Next-Key），直到事务结束才释放。通过间隙锁，在这个级别MySQL就解决了幻读的问题
序列化读（S）	事务在读取数据时，必须先对其加表级共享锁，直到事务结束才释放，都是当前读；事务在更新数据时，必须先对其加表级排他锁，直到事务结束才释放。

InnoDB事务隔离级别实现原理

在往下分析之前，我们有几个概念需要先了解下：

1、锁定读和一致性非锁定读

锁定读：在一个事务中，主动给读加锁，如SELECT … LOCK IN SHARE MODE 和 SELECT … FOR UPDATE。分别加上了行共享锁和行排他锁。
一致性非锁定读：InnoDB使用MVCC向事务的查询提供某个时间点的数据库快照。查询会看到在该时间点之前提交的事务所做的更改，而不会看到稍后或未提交的事务所做的更改（本事务除外）。也就是说在开始了事务之后，事务看到的数据就都是事务开启那一刻的数据了，其他事务的后续修改不会在本次事务中可见。

Consistent read是InnoDB在RC和RR隔离级别处理SELECT语句的默认模式。一致性非锁定读不会对其访问的表设置任何锁，因此，在对表执行一致性非锁定读的同时，其它事务可以同时并发的读取或者修改它们。

2、当前读和快照读

当前读
- 读取的是最新版本，像UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT … LOCK IN SHARE MODE、SELECT … FOR UPDATE这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读？就是它读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。
快照读
- 读取的是快照版本，也就是历史版本，像不加锁的SELECT操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读；快照读的前提是隔离级别不是未提交读和序列化读级别，因为未提交读总是读取最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行，而序列化读则会对表加锁。

3、隐式锁定和显式锁定

隐式锁定：InnoDB在事务执行过程中，使用两阶段锁协议（不主动进行显示锁定的情况）：
- 随时都可以执行锁定，InnoDB会根据隔离级别在需要的时候自动加锁；
- 锁只有在执行commit或者rollback的时候才会释放，并且所有的锁都是在同一时刻被释放。
显式锁定：InnoDB也支持通过特定的语句进行显示锁定（存储引擎层）
- ```
select ... lock in share mode //共享锁
select ... for update //排他锁
```