【MySQL】事务管理 - 教程

事务就是要做的或所做的事情，核心用于处理管理量大，复杂度高的信息。假设一种场景：你毕业了，学校的教务架构后台 MySQL 中，不在需要你的数据，要删除你的所有信息(一般不会:) ), 那么要删除你的基本信息(姓名，电话，籍贯等)的同时，也删除和你有关的其他信息，比如：你的各科成绩，你在校表现，甚至你在论坛发过的文章等。这样，就需要多条 MySQL 语句构成，那么所有这些操作合起来，就构成了一个事务。

正如大家上面所说，一个 MySQL 数据库，可不止你一个事务在运行，同一时刻，甚至有大量的请求被包装成事务，在向 MySQL 服务器发起事务处理请求。而每条事务至少一条 SQL ，最多很多 SQL ,这样如果大家都访问同样的表数据，在不加保护的情况，就绝对会出现问题。甚至，基于事务由多条 SQL 构成，那么，也会存在执行到一半出错或者不想再执行的情况，那么已经执行的怎么办呢？

所以，一个完整的事务，绝对不是轻松的 sql 集合，还需要满足如下四个属性：

原子性：一个事务（transaction）中的所有操作，要么全部完成，要么全部不搞定，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。
一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这表示写入的资料必须完全符合所有的预设规则，这包含资料的精确度、串联性以及后续数据库可以自发性地达成预定的工作。
隔离性：数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。事务隔离分为不同级别，包括读未提交（ Read uncommitted ）、读提交（ read committed ）、可重复读（ repeatable read ）和串行化（ Serializable ）
持久性：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。

上面四个属性，可能简称为 ACID 。

原子性（Atomicity，或称不可分割性）
一致性（Consistency）
隔离性（Isolation，又称独立性）
持久性（Durability）。

为什么会出现事务

伴随着数据库系统天生就有的.就是事务被 MySQL 编写者设计出来,本质是为了当应用程序访问数据库的时候,事务能够简化我们的编程模型, 不需要我们去考虑各种各样的潜在错误和并发问题.可以想一下当我们使用事务时,要么提交,要么回滚,我们不会去考虑网络异常了,服务器宕机了,同时更改一个数据怎么办对吧?因此事务本质上是为了应用层服务的.而不

我们后面把 MySQL 中的一行信息，称为一行记录

事务的版本支持

在 MySQL 中只有应用了 Innodb 数据库引擎的数据库或表才协助事务， MyISAM 不承受。

查看数据库引擎

事务提交方式

事务的提交方式常见的有两种：

自动提交
手动提交

查看事务提交方式

用 SET 来改变 MySQL 的自动提交模式:

SET AUTOCOMMIT=0 禁止自动提交
SET AUTOCOMMIT=1 开启自动提交

事务常见操作方式

简单员工工资表

这里将mysql的默认隔离级别设置成读未提交。

设置后，要重启客户端再查看

创建测试表

正常演示 - 证明事务的开始与回滚

查看事务是否自动提交。我们故意设置成自动提交，看看该选项是否影响begin

开始一个事务，可以用 start transaction，也可以 begin，推荐begin

这里有两个终端一起进行事务。

最开始时，表是空的。创建一个保存点s1，随后插入一条记录，右边查询该表，可以看见表里有内容了。接着继续创建保存点和插入记录。

回滚到保存点s3，发现王五的记录没了，回滚到s1，表里的记录都没了。

事务完成后，可以commit结束，相当于提交事务。

如果没创建保存点，rollback后，会直接把数据全部清空。

非正常演示1 - 证明未commit，客户端崩溃，MySQL自动会回滚（隔离级别设置为读未提交）

由于没有commit，终端a异常终止后，数据就会自动回滚。

非正常演示2 - 证明commit了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化

非正常演示3 - 对比试验。证明begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响

非正常演示4 - 证明单条 SQL 与事务的关系

结论：

只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关。
事务可以手动回滚，同时，当运行异常，MySQL会自动回滚
对于 InnoDB 每一条 SQL 语言都默认封装成事务，自动提交。（select有特殊情况，因为 MySQL 有 MVCC ）
从上面的例子，我们能看到事务本身的原子性(回滚)，持久性(commit)

事务操作注意事项

如果没有设置保存点，也可以回滚，只能回滚到事务的开始。直接使用 rollback(前提是事务还没有提交)
如果一个事务被提交了（commit），则不可以回退（rollback）
可以选择回退到哪个保存点
InnoDB 协助事务， MyISAM 不协助事务
开始事务可以使 start transaction 或者 begin

事务隔离级别

如何理解隔离性1

MySQL服务可能会同时被多个客户端进程(线程)访问，访问的方式以事务方式进行
一个事务可能由多条SQL构成，也就意味着，任何一个事务，都有执行前，执行中，执行后的阶段。而所谓的原子性，其实就是让用户层，要么看到执行前，要么看到执行后。执行中出现问题，可以随时回滚。于是单个事务，对用户表现出来的特性，就是原子性。
但，毕竟所有事务都要有个执行过程，那么在多个事务各自执行多个SQL的时候，就还是有可能会出现互相影响的情况。比如：多个事务同时访问同一张表，甚至同一行信息。
就如同你妈妈给你说：你要么别学，要学就学到最好。至于你怎么学，中间有什么困难，你妈妈不关心。那么你的学习，对你妈妈来讲，就是原子的。倘若你学习过程中，很容易受别人干扰，此时，就需要将你的学习隔离开，保证你的学习环境是健康的。
数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰，就有了一个重要特征：隔离性
数据库中，允许事务受不同程度的干扰，就有了一种重要特征：隔离级别

隔离级别

读未提交【Read Uncommitted】通过：在该隔离级别，所有的事务都能够看到其他事务没有提交的执行结果。（实际生产中不可能利用这种隔离级别的），但是相当于没有任何隔离性，也会有很多并发问题，如脏读，幻读，不可重复读等，我们上面为了做实验方便，用的就是这个隔离性。
读提交【Read Committed】：该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的便捷定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别会引起不可重复读，即一个事务执行时，如果多次 select，可能得到不同的结果。
可重复读【Repeatable Read】：这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务，在执行中，多次读取操作数据时，会看到同样的数据行。但是会有幻读问题。
串行化【Serializable】: 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而克服了幻读的问题。它在每个读的材料行上面加上共享锁，。但是可能会导致超时和锁竞争（这种隔离级别太极端，实际生产基本不使用）

隔离级别如何实现：隔离，基本都是经过锁实现的，不同的隔离级别，锁的使用是不同的。常见有，表锁，行锁，读锁，写锁，间隙锁(GAP),Next-Key锁(GAP+行锁)等。不过，我们目前现有该认识就行，先关注上层使用。

查看与设置隔离性

查看

设置

设置当前会话 or 全局隔离级别语法

SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

设置当前会话隔离性，另起一个会话

全局隔离性不变，会话隔离性变为读提交

设置全局隔离性，另起一个会话

刚开始只有全局隔离性改变了，只有重新连接客户端，会话隔离性才会更新，如下图。
每次新登录mysql时，mysql会默认利用全局隔离对会话隔离进行设置。

读未提交【Read Uncommitted】

几乎没有加锁，尽管效率高，但是问题太多，严重不建议采用
一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新(或其他执行)但未commit的数据，此种现象叫做脏读 (dirty read)

读提交【Read Committed】

可重复读【Repeatable Read】

如果将上面的终端A中的update操作，改成insert操作，会有什么问题？？

串行化【serializable】

对所有执行全部加锁，进行串行化，不会有困难，然而只要串行化，效率很低，几乎完全不会被采用

总结：

其中隔离级别越严格，安全性越高，但数据库的并发性能也就越低，往往需要在两者之间找一个平衡点。
不可重复读的重点是修改和删除：同样的条件, 你读取过的数据,再次读取出来发现值不一样了幻读的重点在于新增：同样的条件, 第1次和第2次读出来的记录数不一样
可重复读,一般情况下不要修改就是说明： mysql 默认的隔离级别
上面的例子可以看出，事务也有长短事务这样的概念。事务间互相影响，指的是事务在并行执行的时候，即都没有commit的时候，影响会比较大。

一致性(Consistency)

事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态。当数据库只囊括事务成功提交的结果时，数据库处于一致性状态。如果系统运行发生中断，某个事务尚未完成而被迫中断，而该未完成的事务对数据库所做的修改已被写入数据库，此时数据库就处于一种不正确（不一致）的状态。因此一致性是通过原子性来保证的。
其实一致性和用户的业务逻辑强相关，一般MySQL提供技术支持，但一致性还是要用户业务逻辑做支撑，也就是，一致性，是由用户决定的。
而技术上，通过AID保证C

如何理解隔离性2

数据库并发的场景有三种：

读-读：不存在任何问题，也不必须并发控制
读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
写-写：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

读-写

多版本并发控制（ MVCC ）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制

为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。所以 MVCC 可以为数据库应对以下问题

在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写管理也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
同时还可能解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能处理更新丢失问题

理解 MVCC 需要知道三个前提知识：

3个记录隐藏字段
undo 日志
Read View

3个记录隐藏列字段

DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）
DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以 DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引
补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了

假设测试表结构是：

：就是上面描述的意思

我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。

undo 日志

这里不想细讲，但是有一件事情得说清楚， MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完毕各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。

MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。就是所以，我们这里理解undo log，简单理解成，就

模拟 MVCC

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成 name(李四)。

事务10,源于要修改，所以要先给该记录加行锁。
写时拷贝)就是修改前，先将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本素材。(原理就
所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 '李四'。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前事务10 的ID, 大家默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
事务10提交，释放锁。

此时，最新的记录是’李四‘那条记录。

现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)。

事务11,因为也要修改，所以要先给该记录加行锁。
修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。
现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前事务11 的 ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
事务11提交，释放锁。

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。
上面的一个一个版本，大家能够称之为一个一个的快照。

上面是以更新（`upadte`）主讲的,若是是`delete`呢？一样的，别忘了，删数据不是清空，而是设置flag 为删除即可。也可能形成版本。
要被放入undo log中，倘若当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。就是假如是`insert`呢？因为`insert`是插入，也就是之前没有数据，那么`insert`也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也
我们可能理解成，`update`和`delete`可以形成版本链，`insert`暂时不考虑。就是总结一下，也就
那么`select`呢？
：就是首先，`select`不会对数据做任何修改，所以，为`select`维护多版本，没有意义。不过，此时有个挑战，就
select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？
当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select lock in share mode(共享锁), select for update就是当前读：读取最新的记录，就
快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。
我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需加锁，这就是串行化。
但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可能并行执行！换言之，提高了效率，即 MVCC的意义所在。
快照读呢？隔离级别！就是那么，是什么决定了，select是当前读，还
那为什么要有隔离级别呢？事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。
只是经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总有先有后的。
那么多个事务在执行中，CURD执行是会交织在一起的。那么，为了保证事务的“有先有后”，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。

Read View

Read View就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护平台当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID, 该ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)

Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个 Read View 读视图，把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据。

下面是 ReadView 结构,简化了一下

我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的，即：当前记录的 DB_TRX_ID 。

那么，我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的 ReadView 和版本链中的某一个记录的 DB_TRX_ID 。

整体流程

事务操作：

事务4：修改name(张三) 变成name(李四)
当事务2 对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图

此时版本链是：

只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务。

我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟 up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

RR 与 RC的本质区别

当前读和快照读在RR级别下的区别

select * from user lock in share mode ,以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读。

测试表：

测试用例1-表1：

测试用例2-表2：

表1 的事务B在事务A修改age前快照读过一次age数据就是用例1与用例2：唯一区别仅仅
而表2 的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。

结论：

事务中快照读的结果是很依赖该事务首次出现快照读的地方，即某个事务中首次出现快照读，决定该事务后续快照读结果的能力
delete同样如此

RR 与 RC的本质区别

正是Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同
在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View, 将当前系统活跃的其他事务记录起来
此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，于是对之后的修改不可见；
可见就是即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均
而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。
正是RC每次快照读，都会形成Read View，因而，RC才会有不可重复读问题。

posted on 2025-10-13 11:49 ycfenxi 阅读(2) 评论(0) 收藏举报