Mysql事务详解

2022-10-31 11:41:10 浏览数 (1)

Mysql 事务说明

Mysql 事务特点

1、ACID

  • Atomicity（原子性）：一个事务必须被视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提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来说，不可能只执行其中的一部分操作。
  • Consistency（一致性）：数据库总是从一个一致性状态转换到另一个一致状态。下面的银行列子会说到。
  • Isolation（隔离性）：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。注意这里的“通常来说”，后面的事务隔离级级别会说到。
  • Durability（持久性）：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。（持久性的安全性与刷新日志级别也存在一定关系，不同的级别对应不同的数据安全级别。）

示例如下，银行转账为例

代码语言：sql复制
START TRANSACTION;
SELECT balance FROM checking WHERE customer_id = 10233276;
UPDATE checking SET balance = balance - 200.00 WHERE customer_id = 10233276;
UPDATE savings SET balance = balance   200.00 WHERE customer_id = 10233276;
COMMIT;
  • 原子性：要么完全提交（10233276的checking余额减少200，savings 的余额增加200），要么完全回滚（两个表的余额都不发生变化）
  • 一致性：这个例子的一致性体现在 200元不会因为数据库系统运行到第3行之后，第4行之前时崩溃而不翼而飞，因为事务还没有提交。
  • 隔离性：允许在一个事务中的操作语句会与其他事务的语句隔离开，比如事务A运行到第3行之后，第4行之前，此时事务B去查询checking余额时，它仍然能够看到在事务A中被减去的200元（账户钱不变），因为事务A和B是彼此隔离的。在事务A提交之前，事务B观察不到数据的改变。
  • 持久性：这个很好理解。
  • 事务的隔离性是通过锁、MVCC等实现 （MySQL锁总结）
  • 事务的原子性、一致性和持久性则是通过事务日志实现

事务隔离级别

并发带来的问题
  • 更新丢失（Lost Update）：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题 －－最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一 文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。 最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同 一文件，则可避免此问题。
  • 脏读（Dirty Reads）：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前， 这条记录的数据就处于不一致状态； 这时， 另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做"脏读"。
  • 不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读” 。
  • 幻读 （Phantom Reads）： 一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读” 。
幻读和不可重复读的区别
  • 不可重复读的重点是修改：在同一事务中，同样的条件，第一次读的数据和第二次读的数据不一样。（因为中间有其他事务提交了修改）
  • 幻读的重点在于新增或者删除：在同一事务中，同样的条件,，第一次和第二次读出来的记录数不一样。（因为中间有其他事务提交了插入/删除）
并发事务带来的问题解决办法
  • “更新丢失”通常是应该完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。
  • “脏读” 、 “不可重复读”和“幻读” ，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决：
    • 一种是加锁：在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。
    • 另一种是数据多版本并发控制（MultiVersion Concurrency Control，简称 MVCC 或 MCC），也称为多版本数据库：不用加任何锁， 通过一定机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。从用户的角度来看，好象是数据库可以提供同一数据的多个版本

SQL标准定义了4类隔离级别，每一种级别都规定了一个事务中所做的修改，哪些在事务内和事务间是可见的，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。

第1级别：Read Uncommitted(读取未提交内容)
  • 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
  • 该级别引发的问题是——脏读(Dirty Read)：读取到了未提交的数据
代码语言：sql复制
-- 创建表
SET @@session.transaction_isolation = 'READ-UNCOMMITTED';
create database test;
use test;
create table test(id int primary key);
insert into test(id) values(1);
-- 开启一个终端，开启事务，更新ID为1的记录更新为2
begin;
update test set id = 2 where id = 1;
select * from test; -- 此时看到一条ID为2的记录
-- 开启另一个终端，开启事务，查看表中的数据
use test;
begin;
select * from test; -- 此时看到一条 ID 为 2 的记录

最后一步读取到了 mysql 终端 1 中未提交的事务（没有 commit 提交动作），即产生了 脏读 ，大部分业务场景都不允许脏读出现，但是此隔离级别下数据库的并发是最好的。

READ-UNCOMMITTED 中文叫未提交读，即一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据，整个过程如下图:

如上图，SessionA和SessionB分别开启一个事务，SessionB中的事务先将id为1的记录的name列更新为’lisi'，然后Session 中的事务再去查询这条id为1的记录，那么在未提交读的隔离级别下，查询结果由’zhangsan’变成了’lisi'，也就是说某个事务读到了另一个未提交事务修改过的记录。但是如果SessionB中的事务稍后进行了回滚，那么SessionA中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象也称为脏读。 可见READ-UNCOMMITTED是非常不安全。

第2级别：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
  • 这种隔离级别出现的问题是——不可重复读(Nonrepeatable Read)：不可重复读意味着我们在同一个事务中执行完全相同的select语句时可能看到不一样的结果。导致这种情况的原因可能有：
    • 有一个交叉的事务有新的commit，导致了数据的改变;
    • 一个数据库被多个实例操作时,同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit
代码语言：sql复制
-- 创建表
SET @@session.transaction_isolation = 'READ-COMMITTED';
create database test;
use test;
create table test(id int primary key);
insert into test(id) values(1);
-- 开启一个终端，开启事务，更新ID为1的记录更新为2，并确认记录数变更过来
begin;
update test set id = 2 where id = 1;
select * from test; -- 此时看到一条记录为 2
-- 开启另一个终端，开启事务，查看表中的数据
use test;
begin;
select * from test; -- 此时看一条 ID 为 1 的记录
-- 登录到第一个终端，提交事务
commit;
-- 切换到第二个终端
select * from test; -- 此时看到一条 ID 为 2 的记录

mysql 终端 2 在开启了一个事务之后，在第一次读取 test 表（此时 mysql 终端 1 的事务还未提交）时 ID 为 1 ，在第二次读取 test 表（此时 mysql 终端 1 的事务已经提交）时 ID 已经变为 2 ，说明在此隔离级别下已经读取到已提交的事务。

READ COMMITTED 中文叫已提交读，或者叫不可重复读。即一个事务能读到另一个已经提交事务修改后的数据，如果其他事务均对该数据进行修改并提交，该事务也能查询到最新值.

在第4步 SessionB 修改后，如果未提交，SessionA是读不到，但SessionB一旦提交后，SessionA即可读到SessionB修改的内容。

从某种程度上已提交读是违反事务的隔离性的

第3级别：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
  • 此级别可能出现的问题——幻读(Phantom Read)：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)机制解决幻读问题；InnoDB还通过间隙锁解决幻读问题

REPEATABLE READ 中文叫可重复读，即事务能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，但是第一次读过某条记录后，即使后面其他事务修改了该记录的值并且提交，该事务之后再读该条记录时，读到的仍是第一次读到的值，而不是每次都读到不同的数据.

InnoDB默认是这种隔离级别，SessionB无论怎么修改id=1的值，SessionA读到依然是自己开启事务第一次读到的内容。

SERIALIZABLE 串行化

SERIALIZABLE 叫串行化， 上面三种隔离级别可以进行 读-读 或者 读-写、写-读三种并发操作，而SERIALIZABLE不允许读-写，写-读的并发操作。

SessionB 对 id=1 进行修改的时候，SessionA 读取id=1则需要等待 SessionB 提交事务。可以理解SessionB在更新的时候加了X锁。

分布式事务

分布式事务指允许多个独立的事务资源参与到一个全局的事务中。全局事务要求在其中的所有参与的事务要么都提交，要么都回滚。

InnoDB 分布式事务

InnoDB 是支持分布式事务，由一个或多个资源管理器（Resource Managers），一个事务管理器(Transaction Manager)，以及一个应用程序(Application Program)组成。

  • 资源管理器（Resource Managers），提供访问事务资源的方法，一般一个数据库就是一个资源管理器。
  • 事务管理器(Transaction Manager)，协调参与全局事务中的各个事务，需要和参与全局事务的所有资源管理器进行通信。
  • 应用程序(Application Program) 定义事务的边界，指定全局事务中的操作。

如下图:

应用程序向一个或多个数据库执行事务操作，事务管理器进行管理事务，通过二段式提交，第一阶段所有参与的全局事务的节点都开始准备，告诉事务管理器都准备好了，可以提交了。第二阶段，事务管理器告诉每一个资源管理器是执行Commit 还是 Rollback。如果任何一个节点显示不能提交，则所有的节点被告知需要回滚

TCC分布式事务

InnoDB的分布式是数据库实现的，看看数据库外如何分布式事务，比较常见的是TCC分布式事务。

上图描述了TCC分布式事务的流程，假设电商业务中，支付后需要修改库存，积分，物流仓储的数据，如果一个失败则全部回滚。

TCC分布式事务，有三个阶段，Try，Confirm, Cancel。也就是说每个参与事务的服务都需要实现这三个接口，库存、积分、仓储都需要实现这三个接口。

第一阶段，Try，业务应用调取各个服务的Try接口，告诉他们给我预留一个商品，有人要购买，可以理解为冻结，每一步都不执行成功，只是标记更新状态。

第二阶段，Confirm，确认阶段，即事务协调器调取每个服务Confirm执行事务操作，如果某一个服务的Confirm失败，则有第三个阶段。如果成功则结束事务。

第三个阶段，Cancel，如果在第二个阶段有一个事务提交失败，则事务协调器调取所有业务的Cancel接口，回滚事务，将第一阶段冻结的商品恢复。

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