数据库原理二---MySQL事务与锁

数据库事务的四大特性

• 原子性A
  事务是最小的执行单位，不允许分割。事务的原子性确保动作要么全部完成，要么完全不起作用

• 一致性C
  执行事务前后，数据保持一致，多个事务对同一个数据读取的结果是相同的

• 隔离性I
  并发访问数据库时，一个用户的事务不被其他事务所干扰，各并发事务之间数据库是独立的

• 持久性D一个事务被提交之后。它对数据库中数据的改变是持久的，即使数据库发生故障也不应该对其有任何影响

原子性和持久性定义了事务的边界，行为的开始和结束，一致性和隔离性即是对事务中间状态的管理。

ACID的核心是C，大家都是为得到C而提出的不同纬度的限制和规范
A确定一个功能的完整性，D对状态负责，I作为C的等级系数，不同的I策略会出现不同的C。
隔离性I的设定就是对一致性不同程度的破坏，事实上，如果我们顺序对数据进行读写，ACD是完全可以保证的，但这样效率会非常低下。
选择合适的隔离策略是为了在一致性和性能之间平衡，取得最好的综合表现。

脏读、幻读、不可重复读

• 脏读(Drity Read)
  某个事务已更新一份数据，另一个事务在此时读取了同一份数据，由于某些原因，前一个RollBack了操作，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。

• 不可重复读(Non-repeatable read)
  在一个事务的两次查询之中数据不一致，这可能是两次查询过程中间插入了一个事务更新的原有的数据。

• 幻读(Phantom Read)
  在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例如有一个事务查询了几列(Row)数据，而另一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据是它先前所没有的。

幻读，并不是说两次读取获取的结果集不同，幻读侧重的方面是某一次的 select 操作得到的结果所表征的数据状态无法支撑后续的业务操作。
更为具体一些：select 某记录是否存在，不存在，准备插入此记录，但执行 insert 时发现此记录已存在，无法插入，此时就发生了幻读。

事务的隔离级别

为了达到事务的四大特性，数据库定义了4种不同的事务隔离级别

• READ-UNCOMMITTED(读取未提交)
  最低的隔离级别，允许读取尚未提交的数据变更，可能会导致脏读、幻读或不可重复读。

• READ-COMMITTED(读取已提交)
  允许读取并发事务已经提交的数据，可以阻止脏读，但是幻读或不可重复读仍有可能发生。

• REPEATABLE-READ(可重复读)
  对同一字段的多次读取结果都是一致的，除非数据是被本身事务自己所修改，可以阻止脏读和不可重复读，但幻读仍有可能发生。

• SERIALIZABLE(可串行化)
  最高的隔离级别，完全服从ACID的隔离级别。所有的事务依次逐个执行，这样事务之间就完全不可能产生干扰，也就是说，该级别可以防止脏读、不可重复读以及幻读。

**Mysql 默认采用的 REPEATABLE_READ隔离级别 Oracle 默认采用的 READ_COMMITTED隔离级别 **

注意：当在Java中使用@Transactional注解而没有指定隔离级别时，它实际上会依赖于底层数据库的默认设置。

MySQL的锁机制

MySQL数据锁机制(行锁,页锁,表锁)

MySQL数据锁按照锁的粒度划分可分为:行锁、表锁、页锁

• 行锁
  行级锁是MySQL中锁定粒度最细的一种锁，表示只针对当前操作的行进行加锁。
  行级锁能大大减少数据库操作的冲突。其加锁粒度最小，但加锁的开销也最大。有可能会出现死锁的情况。
  行级锁按照使用方式分为共享锁和排他锁。

  • 共享锁
    共享锁允许一个事务读数据，不允许修改数据，如果其他事务要对该行加锁，只能加共享锁。即共享锁允许多个线程同时获取一个锁，一个锁可以同时被多个线程拥有。
  • 排他锁
    排他锁是修改数据时加的锁，可以读取和修改数据，一旦一个事务对该行数据加锁，其他事务将不能再对该数据加任务锁。即一个锁在某一时刻只能被一个线程占有，其他线程必须等待锁被释放之后才可能获取到锁。

• 表锁
  表级锁是MySQL锁中粒度最大的一种锁，表示当前的操作对整张表加锁，资源开销比行锁少，不会出现死锁的情况，但是发生锁冲突的概率很大。
  被大部分MySQL引擎支持，MyISAM和InnoDB都支持表级锁，但是InnoDB默认是行级锁。

• 页锁
  页级锁是MySQL中锁定粒度介于行级锁和表级锁中间的一种锁。表级锁速度快，但冲突多，行级锁冲突少，但速度慢。
  所以取了折中的页级，一次锁定相邻的一组记录。BDB支持页级锁。

隔离级别与锁的关系

在Read Uncommitted级别下，写事务时加共享锁，读事务不加锁(由于是共享锁，写事务未提交前其他事务仍能读，故会导致脏读)

在Read Committed级别下，写事务时增加排他锁，事务结束才释放，读事务加共享锁，读完立即释放(读事务第一次读取数据结束后释放共享锁，此时其他事务可以更新数据，该事务第二次读取数据时发现与第一次数据值不同，故会导致不可重复读)

在Repeatable Read级别下，读事务和写事务加的锁都持续到事务结束才释放(读写事务只是对其所读的行加了行级锁，此时其他事务虽然不能更改这些行，但是能添加新行，故会导致幻读)

序列化：读写事务加表级锁

MVCC

MVCC（Multiversion concurrency control），多版本并发控制，提供并发访问数据库时，对事务内读取的到的内存做处理，用来避免写操作堵塞读操作的并发问题。

MVCC提供了 时间一致性的 处理思路，在MVCC下读事务时，通常使用一个时间戳或者事务ID来确定访问哪个状态的数据库及哪些版本的数据。读事务跟写事务彼此是隔离开来的，彼此之间不会影响。假设同一份数据，既有读事务访问，又有写事务操作，实际上，写事务会新建一个新的数据版本，而读事务访问的是旧的数据版本，直到写事务提交，读事务才会访问到这个新的数据版本。

MVCC与 数据锁的区别

MVCC主要解决的是读-写冲突，通过保持数据的多个版本来实现非锁定读，从而提高并发性能；而共享锁排他锁则是通过锁定数据来解决写-写冲突和读-写冲突

InnoDB的MVCC实现机制

InnoDB的MVCC实现，是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。一个事务，不管其执行多长时间，其内部看到的数据是一致的。也就是事务在执行的过程中不会相互影响。
InnoDB的MVCC，通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现：一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间（删除时间），当然，这里的时间并不是时间戳，而是系统版本号，每开始一个新的事务，系统版本号就会递增。

RC , RR 级别下的 InnoDB MVVC实现的快照读有什么不同

RC级别下，每一次执行Select语句时都会生成一个新的Read View，一次事务可能产生多个Read View,在需要当前读(SELECT ... FOR UPDATE)时，会使用排他锁。
RR级别下，Read View在事务开始时生成，一次事务只产生一个Read View,在修改数据时，使用排他锁。

MVCC在MySQL中只在 Read Committed 和 Repeatable Read两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别和MVCC不兼容，Read Uncommitted总是读取最新的记录行，不需要MVCC的支持；Serializable 则会对所有读取的记录行都加锁，单靠MVCC无法完成。

间隙锁

锁定索引记录之间间隙的一种锁，它并不锁定具体的记录本身，而是锁定一个范围，防止其他事务在这个范围内插入新的记录。主要用于解决并发控制中的幻读问题

间隙锁如何解决幻读问题

当事务使用范围条件（如BETWEEN、>、<等）检索数据并请求共享或排他锁时，InnoDB不仅会对符合条件的已有数据记录的索引项加锁，还会对键值在条件范围内但并不存在的记录（即间隙）加锁。这样，其他事务就无法在这个间隙内插入新的记录，从而避免了幻读的发生。