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Mysql事务

1、事务的ACID模型（事务四大特性）

1. 原子性（Atomicity）：“要么全做，要么全不做”

事务是不可分割的最小操作单元，所有操作要么全部成功，要么全部失败

是最小的不可分割的操作单元。要么所有操作都执行成功并提交（Commit），要么所有操作都执行失败并回滚（Rollback），不存在 “部分执行” 的中间状态。

2. 一致性（Consistency）：“事务前后，数据状态合法”

事务完成时，必须使所有的数据都保持一致状态

事务完成时，必须使所有的数据都保持一致，即保证事务前后数据的完整性和一致性。数据从一个 “合法状态” 转换到另一个 “合法状态”，不会出现逻辑矛盾的数据。

3. 隔离性（Isolation）：“事务之间互不干扰”

数据库系统提供的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行

多个事务并发执行时，每个事务的执行过程应 “看不到” 其他事务的中间状态，即一个事务的操作结果，要么在其他事务提交后可见，要么在其他事务开始前可见，避免并发导致的数据混乱。

数据库系统提供的隔离机制，通过不同的隔离级别，保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行。

4. 持久性（Durability）：“事务提交后，结果永久保存”

事务一旦提交或回滚，它对数据库中的数据的改变就是永久的

事务一旦提交，其对数据的修改就会永久保存到数据库中，即使机器发生故障或数据库崩溃（如断电、磁盘损坏），修改结果也不会丢失。可以通过日志等方式恢复数据。

2、并发下的事务问题

在数据库实际运行中，单事务执行场景极少，更多是多个事务同时操作相同或相关数据（即 “事务并发”）。若缺乏有效的隔离机制，事务并发会破坏数据的一致性，导致多种典型问题。这些问题的本质是：并发事务的 “操作交叉执行”，使得一个事务能感知到另一个事务的 “中间未提交状态” 或 “已提交的修改结果”，进而引发数据逻辑矛盾。

1、脏读：一个事务读取到另一个事务还没有提交的数据。

一个事务（事务 A）读取了另一个事务（事务 B）尚未提交的修改数据，若后续事务 B 因错误回滚（Rollback），事务 A 之前读取的数据就成了 “无效的脏数据”，基于脏数据的业务决策会完全错误。

2、不可重复读：一个事务先后读取同一条记录，但是两次读取的数据不同，本质就是读取到了其他事务提交的数据。

同一个事务（事务 A）在多次读取同一行数据的过程中，另一个事务（事务 B）对该数据执行了 “修改并提交” 操作，导致事务 A 前后两次读取的结果不一致（“不可重复”）。

不可重复读，没有违反读已提交，但违反了“可重复读（Repeatable Read）”及以上级别的隔离要求

3、幻读：在解决不可重复读的前提下，一个事务按照条件查询数据时，没有对应的数据行，但是在插入数据时，又发现这行数据已经存在，好像出现了一个幻影，再次查询又查不到。

同一个事务（事务 A）在多次执行相同的 “范围查询”（如 “查询余额> 500 的用户”）时，另一个事务（事务 B）对该查询范围内的数据执行了 “插入 / 删除并提交” 操作，导致事务 A 前后两次查询的“结果行数” 不一致（像出现了 “幻觉” 一样的新增 / 消失数据）。

3、事务的隔离级别(解决并发事务的问题)：

事务的隔离级别是数据库管理并发事务之间数据可见性的规则，它决定了一个事务中的修改何时对其他事务可见。

1、Read uncommitted（读未提交）：什么并发事务问题都不能解决。（读未提交，可以读到其他事务尚未提交的数据）这是最低的隔离级别，允许一个事务读取另一个事务未提交的修改。

2、Read committed（读已提交）：这是大多数数据库系统的默认隔离级别（如 Oracle、SQL Server），确保一个事务只能看到其他事务已提交的修改。

只能解决脏读。（读已提交，只读其他事务已经提交的数据，不能读取未提交的更改，原因就是：在读取数据时加入了共享锁（错误），但是，只是在读取时暂时，在事务提交或回滚后，就会释放锁，从而解决脏读问题）

3、Repeatable Read(可重复读)：

这是MySQL InnoDB 的默认隔离级别，确保同一事务中多次读取同一数据时，结果始终一致，不受其他事务提交的修改影响。

只解决脏读、不可重复读。（会在整个事务期 间持有锁，解决脏读和不可重复读）

实现原理：通过MVCC实现，事务启动时创建数据快照，整个事务过程中都使用这个快照，不受其他事务

影响。

4、Serializable（串行化）：

这是最高的隔离级别，强制事务串行执行，避免了所有并发问题。

所有的都能解决。（会对查询的范围加范围锁，并且事务会按照一定的顺序排队执行，不会出现并发问题）

实现原理：通常通过表级锁实现，一个事务操作表时会锁定整个表，阻止其他事务操作。

4、事务的原理：日志与隔离机制的协同运作

事务的 ACID 特性并非凭空实现，而是依赖于数据库底层精心设计的技术架构。

其中原子性、一致性、持久性主要通过redo log（重做日志）和undo log（回滚日志）保证，

而隔离性则由锁机制和MVCC（多版本并发控制）共同支撑。这些机制相互配合，构成了事务可靠性的基础。

1、基本概述

• 原子性、一致性、持久性：是通过底层的两个日志文件来实现的，redo log 、undo log
• 是通过底层的两个日志文件来实现的，redo log 、undo log
• 隔离性：是通过锁机制和MVCC(多版本并发控制)来实现的。

2、详细解释

• 持久性

• • 利用redo log（重做日志）实现。重做日志，记录事务提交时的数据物理页修改，即，redo log记录的是，某个页的某个数据从什么值变成什么值。
  • 该日志主要分为两个部分

• • • 重做缓冲日志：redo log buffer，存在于内存中，记录事务提交时的物理修改。
    • 重做日志文件：redo log file，存在于磁盘中。

• • 过程：当对缓冲区的数据进行增删改之后，会首先将数据页的变化记录到redo log buffer中，在事务提交后，会直接将redo log buffer中的数据刷新到磁盘的redo log file中，之后当脏页刷新到磁盘时出错了，就可以通过redo log file来进行恢复。
  • 注意：为什么不在事务提交的时候直接将脏页刷新到磁盘，而是通过redo log来实现，因为，直接刷新存在严重的性能问题。一个事务中，可能包含多条sql，即使是一条sql也可能涉及多个数据页，每条语句的数据不一定相同，会涉及到很多随机磁盘IO，而log都是追加的，因此是顺序磁盘IO，顺序 IO 的效率大于随机 IO

• 原子性

• • undo log（回滚日志）用于回滚日志，记录数据被修改前的信息，作用包含两个：提供回滚和MVCC(多版本并发控制)
  • undo log是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时，undo log会记录一条对应的 insert 记录，反之亦然，当update一条记录时，他记录一条对应相反的update记录。当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录中读取到相应的内容，并进行回滚，从而保证数据的原子性(主要是回滚)，实际上就是记录旧版本的数据。

• • • 销毁：undo log在事务执行时产生，事务提交时，并不会立即删除，因为这些事务有可能涉及到MVCC
    • 存储：undo log采用段的方式进行管理和记录，存放在rollback segament回滚段中。内部包含1024个undo log segment

为什么说MVCC + 锁，保证事务的隔离性？

一、MVCC 负责 “读操作” 的隔离性：避免读 - 写冲突

MVCC 通过维护数据的多版本快照，让读操作可以读取历史版本，无需加锁，从而避免了 “读阻塞写、写阻塞读” 的情况，同时保证了不同隔离级别下的读一致性。

• 读已提交（RC）：每次读生成新的快照（ReadView），只读取已提交的最新版本，避免脏读，保证 “读已提交” 的隔离性。
• 可重复读（RR，默认）：事务启动时生成全局快照，整个事务内读同一版本，避免不可重复读和幻读（结合间隙锁），保证 “可重复读” 的隔离性。

二、锁机制负责 “写操作” 的隔离性：避免写 - 写冲突

锁机制通过对数据加排他锁或共享锁，保证写操作的原子性和一致性，防止多个事务同时修改同一数据。

• 行级锁（排他锁）：UPDATE、DELETE等写操作会对目标行加排他锁，其他事务无法同时修改该行，避免 “脏写”。
• 间隙锁 / Next-Key Lock（RR 级别）：在可重复读隔离级别下，通过锁定记录间隙，防止其他事务插入新记录，避免 “幻读”。