MySql 事务原理 - 面试
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幻读：一个事务内两次读取同一个范围内的记录得到的结果集不一样，当前读和快照读不一致
一、事务
事务是什么：事务的本质是并发控制的单元，是用户定义的一个操作序列。这些操作要么都做，要么都不做，是 一个不可分割的工作单位（原子操作）。
什么时候使用事务：并发连接访问的时候。
事务的目的：事务将数据库从一种一致性状态转换为另一种一致性状态；保证系统始终处于一个完整且正确的状态。
-- 显示开启事务
START TRANSACTION | BEGIN
-- 提交事务，并使得已对数据库做的所有修改持久化
COMMIT
-- 回滚事务，结束用户的事务，并撤销正在进行的所有未提交的修改
ROLLBACK
-- 创建一个保存点，一个事务可以有多个保存点
SAVEPOINT identifier
-- 删除一个保存点
RELEASE SAVEPOINT identifier
-- 事务回滚到保存点
ROLLBACK TO [SAVEPOINT] identifier
我们写入的命令会进入BufferPool中，Buffer pool 缓存表和索引数据，采用 LRU 算法让 Buffer pool 只缓存比较热的数据 ， buffer pool 中的数据修改没有刷到磁盘， 怎么确保内存中数据安全（mysql 关闭时，内存数据丢失）？
Change buffer 缓存辅助（二级）索引的数据变更（DML 操作）这些数据并不在 buffer pool 中， Change buffer 中的数据将会异步 merge 到 buffer pool 中，当下次从磁盘当中读取非唯一索引的 数据；同时会定期合并到索引页中。 free list 组织 buffer pool 中未使用的缓存页；flush list 组织 buffer pool 中脏页，也就是待刷盘的 页；lru list 组织 buffer pool 中冷热数据，当 buffer pool 没有空闲页，将从 lru list 中最久未使用的 数据进行淘汰
ACID特性：
原子性：事务操作要么都做（提交），要么都不做（回滚）；事务是访问并更新数据库各种数据项的一个程序执行单元，是不可分割的工作单位；通过 undolog 来实现回滚操作。undolog 记录的是事务每步具体操作，当回滚时，回放事务具体操作的逆运算。
一致性：事务的前后，所有的数据都保持一个一致的状态，不能违反数据的一致性检测（完整性约束检查）；其中这个完整性约束是数据库做的保证，比如唯一约束这种。
隔离性：主要规定多个事务访问同一数据资源，各个事务对该数据资源访问的行为，不同的隔离性是应对不同的现象（脏读、不可重复读、幻读）；防止多个并发事务交叉执行导致数据不一致。
持久性：事务一旦完成，要将数据所做的变更记录下来，包括数据存储和多副本的网络备份；使用 redolog 记录物理日志（写入磁盘）。
undolog：通过MVCC记录事务DML操作提交后产生的行数据版本信息。记录DML操作步骤，用于回滚业务，通过逆运算回滚。
redolog：事务提交后，记录DML操作对应物理页修改的内容。
二、隔离级别
我们在上述隔离性中提到了不同的隔离性应对不同的现象，首先我们的隔离级别都包括：read_uncommitted（读未提交）、read_committed（读已提交）、repeatable_read（可重复读）、serializable（可串行化）。从左往右隔离级别越来越高，效率越来越低。（MVCC操作后面会讲）
read_uncommitted（读未提交）：读（不做任何处理），写（自动加X锁）。脏读、不可重复读、幻读。
read_committed（读已提交）（RC）：读（通过MVCC，读取最新版本的数据），写（自动加X锁）。不可重复读、幻读。
repeatable_read（可重复读）（RR）：读（通过MVCC，读取开启事务前的行数据），写（自动加X锁）。幻读。
serializable（可串行化）：读（自动加S锁），写（自动加X锁）。
三、不同隔离级别并发异常
我们先创建一个表和一些数据：编号1，2，3，7的都为1000块钱。
DROP TABLE IF EXISTS `account_t`;
CREATE TABLE `account_t` (
`id` INT(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` VARCHAR(255) DEFAULT NULL,
`money` INT(11) DEFAULT 0,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `idx_name` (`name`)
)ENGINE = INNODB AUTO_INCREMENT=0 DEFAULT CHARSET = utf8;
INSERT INTO `account_t` VALUES (1,'A',1000), (2, 'B', 1000),(3, 'C', 1000),(7, 'M', 1000);
脏读：一个事务读到另一个未提交事务修改的数据
两个事务同时开启，为事务一和事务二，事务二先查看A的钱：1000，事务一修改A的钱为1100，此时一并未提交事务，事务二中再次查看A的钱，也变为了1100。一个事务读到另一个未提交事务修改的数据。两个都在事务内发生。
-- 设置隔离级别为读未提交
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;
-- 开始事务1
BEGIN
-- 开启事务2 （这里开启事务2是在开启另一个窗口进行的）
BEGIN
-- 脏读事务2
SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A'; -- 返回1000
-- 修改事务1
UPDATE account_t SET money = money + 100 WHERE name = 'A';
-- 脏读事务2
SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A'; --返回1100
-- 提交事务1
COMMIT;
-- 提交事务2
COMMIT
不可重复读：一个事务内两次读取同一个数据不一样
首先我们先把数据恢复如初，仍然是两个事务，其中事务二先查看A的钱：1000，然后事务一进行修改为1100并且提交，事务二此时再次查看A的钱：1100，这里是读到了不同的数据了。
-- 设置事务为读已提交
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
-- 开启事务1
BEGIN
-- 开启事务2
BEGIN
-- 事务2
SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A'; --1000
-- 事务1
UPDATE account_t SET money = money + 100 WHERE name = 'A';
COMMIT;
-- 事务2
SELECT money FROM account_t WHERE name = 'A'; --1100
COMMIT
幻读：一个事务内两次读取同一个范围内的记录得到的结果集不一样，当前读和快照读不一致
首先我们先把数据恢复如初，仍然是两个事务，事务二先查看id大于3的只有7，事务一插入4号，此时在事务二中并未发现4号，现在我们进行插入4号元素，会发现报错。
-- 设置REPEATABLE READ
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
-- 开启事务1
BEGIN
-- 开启事务2
BEGIN
-- 幻读事务2
SELECT * FROM account_t WHERE id > 3 ; --7
-- 幻读事务1
INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,'D',1000); -插入四号
COMMIT
-- 幻读事务2
INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,'D',1000); -插入四号
-- 报错，不能插入相同id的值
我们MySql数据库默认采用的隔离级别为：REPEATABLE READ 也就是可以发生幻读，如果我们并不想提升隔离级别来解决这种情况的话，我们可以手动加锁。这个加锁后面会讲。
-- 解决幻读问题
-- 设置REPEATABLE READ
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
-- 开启事务1
BEGIN
-- 开启事务2
BEGIN
-- 事务2
SELECT * FROM account_t WHERE id > 3 for update ; --通过for update进行加锁，3之后的行数据全部加锁
-- 事务1
INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,'D',1000); --事务一中进行插入操作，但是由于3之后的数据加锁，所以这里被阻塞等待
-- 事务2
INSERT INTO account_t(id,name,money) VALUES (4,'D',1000); -插入四号，可以正常插入
COMMIT --提交之后事务一报错。
四、MVCC
MVCC是多版本并发控制，保证数据的一致性和并发性。可以使多个事务在同时访问数据的时候，各自看到不同版本的数据，不会互相打扰，这样就可以避免锁和等待了。
read_view：
是一个事务开始时创建的数据视图，他决定了事务能够看到的数据库版本中的数据版本。其中包括：
m_ids：创建read_view时，已启动但未提交的事务id列表。
min_trx_id：创建read_view时，已启动但未提交的最小事务id。
max_trx_id：创建read_view时，预分配给下一个未开启事务的id。
creator_trx_id：创建read_view的事务id。
聚集索引记录的隐藏列：
我之前的文章讲过索引存储在表空间中：段、区、页、行，这里就存储在行中。
trx_id：事务修改记录时，trx_id记录该修改事务id。DML操作是要加锁的，不管是什么隔离级别。
roll_pointer：事务修改记录时，将旧记录写入undolog，该指针指向旧版本记录。
事务的可见性问题：
事务可以看到事务本身的修改。那么事务之间的可见性问题：
trx_id < min_trx_id ：已提交的事务是可见的。
trx_id >= max_trx_id ：后启动的事务是不可见的。
min_trx_id <= trx_id < max_trx_id：当trx_id 在id事务列表中，那就是已启动但未提交的不可见，当trx_id不在id事务列表中，那就是已提交可见的。
RC和RR的区别：
我们再讲隔离性的时候，RC和RR隔离级别都使用了MVCC。他俩有不同点。其中RC（读已提交）：每次读取数据的时候，就会生成read_view。而RR（可重复读）启动事务时，才会生成新的read_view，一直使用直到事务提交。
所以我们RC隔离级别中由于每次读取就会生成新的read_view，就会看到最新的数据，因此我们会产生不可重复读。而RR中只有启动事务才会创建read_view所以解决了不可重复读。
那什么是快照读和当前读呢？
快照读：就是从之前拍摄的一个快照中来读取数据。当前读：就是读取当下最新的数据。快照读并未采用锁，而当前读使用了锁。
--快照读
select * from table where ?
--当前读
select * from table where ? lock in share mode
select * from table where ? for update
insert into table values()
update table set ? where ?
delete from table where ?五、锁
我们先看看整个数据库是什么样的：某个数据库下有多个表，表下面有多个页，一个页下有多个记录。因此我们含有全局锁、表级锁、行级锁三种。
全局锁：
通过flush_tables_with_read_lock 使整个数据库处于只读状态。使用 unlock_tables，我们使用这个锁是为了使用全库备份。
表级锁：
表锁：lock_tables_'table'[read/write] 通过unlock_tables解锁。
元数据锁：curd和alter。
意向锁：快速判断表里是否记录加锁。
auto_inc锁：特殊表锁，实现自增约束，语句结束后释放锁（而非在事务结束时释放）。
行级锁：
记录锁（record_lock）：S锁：共享锁，X锁：排他锁。
间隙锁（gap_lock）：在RR，RC中使用。防止其他事务在记录间隙插入新的记录，从而避免幻读现象。（3，7）（7，正无穷）。
临键锁（next_key_lock）：RR中使用。将记录锁和间隙锁连在一起就是临键锁。[3，7）（7，正无穷）。
我们看看在哪些地方使用什么锁：查询、删除、更新、插入。
查询：我们的MVCC在undolog中实现历史版本记录。S锁：lock_in_share_mode。X锁：for_update。不做任何处理：read_uncommotted使用的策略。
删除、更新：会自动添加X锁。
插入：insert_intention_lock（特殊的gap锁）意向锁：同时会使用X锁。auto_inc_lock：特殊表锁实现。
我们对锁的对象进行一下分类讨论：聚集索引、辅助唯一索引、辅助非唯一索引、无索引、范围查询。
六、死锁
死锁的原因：并发事务在执行过程中，因争夺资源而造成的一种互相等待的现象。我之前的文章讲解过。
相反加锁顺序死锁：不同表加锁顺序相反，相同表不同行加锁顺序相反。这些都会造成死锁的发生，我们只需要调整加锁顺序。
锁冲突造成死锁：RR隔离级别下，插入意向锁与gap锁冲突死锁。我们只需要降低隔离级别到RC。
本篇文章讲解完毕！ 0voice · GitHub
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