MySQL的事务和锁机制

一、事务的基本要素

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_acid

1、原子性（Atomicity）：事务开始后所有操作，要么全部做完，要么全部不做，不可能停滞在中间环节。事务执行过程中出错，会回滚到事务开始前的状态，所有的操作就像没有发生一样。也就是说事务是一个不可分割的整体，就像化学中学过的原子，是物质构成的基本单位。

2、一致性（Consistency）：事务开始前和结束后，数据库的完整性约束没有被破坏 。比如A向B转账，不可能A扣了钱，B却没收到。

3、隔离性（Isolation）：同一时间，只允许一个事务请求同一数据，不同的事务之间彼此没有任何干扰。比如A正在从一张银行卡中取钱，在A取钱的过程结束前，B不能向这张卡转账。

4、持久性（Durability）：事务完成后，事务对数据库的所有更新将被保存到数据库，不能回滚。

二、事务并发的问题

参考到文档 https://developer.aliyun.com/article/743691 里面的示意图画的非常好

1、脏读：事务A读取了事务B更新的数据，然后B回滚操作，那么A读取到的数据是脏数据

会话B开启一个事务，把id=1的name为武汉市修改成温州市，此时另外一个会话A也开启一个事务，读取id=1的name，此时的查询结果为温州市，会话B的事务最后回滚了刚才修改的记录，这样会话A读到的数据是不存在的，这个现象就是脏读。（脏读只在读未提交(READ-UNCOMMITED)隔离级别才会出现）

口诀： B更A读B回滚，A读出来的数据么得了

2、不可重复读：事务 A 多次读取同一数据，事务 B 在事务A多次读取的过程中，对数据作了更新并提交，导致事务A多次读取同一数据时，结果不一致。

一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事务都能查询得到最新值。（不可重复读在读未提交和读已提交隔离级别都可能会出现）

会话A开启一个事务，查询id=1的结果，此时查询的结果name为武汉市。接着会话B把id=1的name修改为温州市（隐式事务，因为此时的autocommit为1，每条SQL语句执行完自动提交），此时会话A的事务再一次查询id=1的结果，读取的结果name为温州市。会话B再此修改id=1的name为杭州市，会话A的事务再次查询id=1，结果name的值为杭州市，这种现象就是不可重复读。

口诀： A读B更A再读B再更，A读多次不一致

3、幻读：系统管理员A将数据库中所有学生的成绩从具体分数改为ABCDE等级，但是系统管理员B就在这个时候插入了一条具体分数的记录，当系统管理员A改结束后发现还有一条记录没有改过来，就好像发生了幻觉一样，这就叫幻读。

事务A执行一次查询，然后事务B新插入一行记录，这行记录恰好可以满足A所使用的查询的条件。然后 A又使用相同的查询再次对表进行检索，但此时却看到了事务B刚才插入的新行。这个新行就称为“幻像”，因为对A来说这一行就像突然出现的一样。

会话A开启一个事务，查询id>0的记录，此时会查到name=武汉市的记录。接着会话B插入一条name=温州市的数据（隐式事务，因为此时的autocommit为1，每条SQL语句执行完自动提交），这时会话A的事务再以刚才的查询条件（id>0）再一次查询，此时会出现两条记录（name为武汉市和温州市的记录），这种现象就是幻读。

口诀： A读B插入，A再读，多了

小结：不可重复读的和幻读很容易混淆，不可重复读侧重于修改，幻读侧重于新增或删除。解决不可重复读的问题只需锁住满足条件的行，解决幻读需要锁表

三、MySQL事务隔离级别

文档在这里 https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-transaction-isolation-levels.html

InnoDB offers all four transaction isolation levels described by the SQL:1992 standard: READ UNCOMMITTED, READ COMMITTED, REPEATABLE READ, and SERIALIZABLE. The default isolation level for InnoDB is REPEATABLE READ.

InnoDB默认的事务隔离级别是 repeatable-read

1. 可重复读（repeatable-read）:

这是MySQL的默认事务隔离级别。在一个事务当中第一次读会建立一个全库snapshot，同事务下的select语句会读取这个snapshot来实现一致性非锁定读。而第一个snapshot的建立猜测与READ COMMITTED下的读取机制一样。同事务的select语句会读取这个snapshot的数据来实现一致性非锁定读，这个snapshot是针对整个数据库中所有支持MVCC机制的表的，即在snapshot建立后读取任意其他表都只会读取到snapshot中的快照数据，示例如下：

   时刻一，A会话执行：select * from T2 where id=1;
   时刻二，A会话执行：start transaction; select * from T1; --snapshot建立
   时刻三，B会话执行：针对T1表和T2表的DML语句修改数据
   时刻四，A会话执行：select * from T1; --发现读到的数据与时刻二一模一样，证明表T1实现了一致性读
   时刻五，A会话执行：select * from T2 where id=1; --发现读到的数据与时刻一一致，证明snapshot非表级，而是库级
   
   这种隔离级别下可以避免脏读、不可重复读和幻读。

对于select for update/select lock in share mode/update/delete这些锁定读，加行锁模式取决于索引的类型：

• 对唯一索引的访问只会添加record lock，而不会使用gap lock（即也没有next-key lock）。
• 对非唯一索引的访问使用gap lock或者next-key lock，如果访问的记录不存在就是gap lock，否则就是next-key lock。

在可重复读隔离级别下，事务B只能在事务A修改过数据并提交后，自己也提交事务后，才能读取到事务B修改的数据。

可重复读隔离级别解决了脏读和不可重复读的问题，但可能发生幻读问题。

提问：为什么上了写锁（写操作），别的事务还可以读操作？

因为InnoDB有MVCC机制（多版本并发控制），可以使用快照读，而不会被阻塞。

1. 读已提交(read-commited)：每个一致的读取，即使在相同的事务中，也可以设置并读取自己的新快照。

在读已提交隔离级别下，事务B只能在事务A修改过并且已提交后才能读取到事务B修改的数据。

读已提交隔离级别解决了脏读的问题，但可能发生不可重复读和幻读问题，一般很少使用此隔离级别。

1. 读未提交(read-uncommitted)

这种隔离级别下普通select语句是不加事务锁的，因此会产生脏读，这种事务隔离级别是应当完全避免的。除select语句以外的其他语句加锁模式与READ COMMITTED一样。

在读未提交隔离级别下，事务A可以读取到事务B修改过但未提交的数据。可能发生脏读、不可重复读和幻读问题，一般很少使用此隔离级别

1. 串行化(serializable)

这种事务隔离级下select语句即便不加lock in share mode也使用lock_mode=S的行锁，select自成事务，锁直到事务结束才释放。

这种隔离级别下可以避免脏读、不可重复读和幻读。

DML语句的加锁模式与REPEATABLE READ一样。

官网对于这个隔离级别的解释是只有将autocommit设置为0后select才会被隐式转换为lock in share mode的加锁模式，但是经测验发现在此模式下只要为select语句开启事务就会阻塞其他事物的更改，因此官网解释应该有误。

事务隔离级别的解决方案

1. 当前读，在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。Lock Based Concurrency Control (LBCC)
2. 快照读：生成请求数据时间点的一致性数据快照，并用这个快照来提供一定级别的一致性读取。 Multi Version Concurrency Controller (MVCC)