事务

ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性）

隔离性

当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题

为了解决这些问题，就有了"隔离级别"的概念

隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点

  • 读未提交（read-uncommitted）- 一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到
  • 读提交（read-committed）- 一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到
  • 可重复读（repeatable-read）- 一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的
  • 串行化（serializable）- 对于同一行记录，"写"会加"写锁"，"读"会加"读锁"。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行
mysql> create table T(c int) engine=InnoDB;
insert into T(c) values(1);

我们来看看在不同的隔离级别下，事务A会有哪些不同的返回结果，也就是图里面V1、V2、V3的返回值分别是什么

  • 若隔离级别是"读未提交"，则V1的值就是2。这时候事务B虽然还没有提交，但是结果已经被A看到了。因此，V2、V3也都是2
  • 若隔离级别是"读提交"，则V1是1，V2的值是2。事务B的更新在提交后才能被A看到。所以，V3的值也是2
  • 若隔离级别是"可重复读"，则V1、V2是1，V3是2。之所以V2还是1，遵循的就是这个要求：事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的
  • 若隔离级别是"串行化"，则在事务B执行"将1改成2"的时候，会被锁住。直到事务A提交后，事务B才可以继续执行。所以从A的角度看，V1、V2值是1，V3的值是2

MySQL默认的隔离级别是可重复读，Oracle默认的隔离级别是读提交，对于一些从Oracle迁移过来的项目，记得将隔离级别改成读提交

查看当前隔离级别

show variables like 'transaction_isolation';

事务隔离的实现

在MySQL中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值

假设一个值从1被按顺序改成了2、3、4，在回滚日志里面就会有类似下面的记录

当前值是4，但是在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的read-view

如图中看到的，在视图A、B、C里面，这一个记录的值分别是1、2、4，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）

对于read-viewA，要得到1，就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到

同时你会发现，即使现在有另外一个事务正在将4改成5，这个事务跟read-viewA、B、C对应的事务是不会冲突的

回滚日志什么时候删除？系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，回滚日志会被删除

就是当系统里没有比这个回滚日志更早的read-view的时候，所以尽量不要使用长事务

长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间

在MySQL5.5及以前的版本，回滚日志是跟数据字典一起放在ibdata文件里的，即使长事务最终提交，回滚段被清理，文件也不会变小

除了对回滚段的影响，长事务还占用锁资源，也可能拖垮整个库

事务的启动方式

set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个select语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交

这个事务持续存在直到你主动执行commit或rollback语句，或者断开连接

有些客户端连接框架会默认连接成功后先执行一个set autocommit=0的命令。这就导致接下来的查询都在事务中，如果是长连接，就导致了意外的长事务

所以，通常建议总是使用set autocommit=1,将自动提交打开，当需要使用事务的时候，使用显示启动事务的语句

显式启动事务语句，begin或starttransaction。配套的提交语句是commit，回滚语句是rollback

如何查询长事务，如：查找持续时间超过60s的事务


select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60

清理长事务


KILL <trx_mysql_thread_id>

如何避免长事务对业务的影响

首先，从应用开发端来看

  • 确认是否使用了set autocommit=0。把MySQL的general_log开起来，然后随便跑一个业务逻辑，通过general_log的日志来确认，找到相应配置文件，将其改为1
  • 确认是否有不必要的只读事务。有些框架会习惯不管什么语句先用begin/commit框起来。然后整个业务逻辑跑下来只有查询语句，这种只读事务可以去掉
  • 业务连接数据库的时候，根据业务本身的预估，通过SET MAX_EXECUTION_TIME命令，来控制每个语句执行的最长时间，避免单个语句意外执行太长时间

其次，从数据库端来看

  • 监控information_schema.Innodb_trx表，设置长事务阈值，超过就报警或者kill
  • 使用Percona的pt-kill
  • 在业务功能测试阶段要求输出所有的general_log，分析日志行为提前发现问题
  • 如果使用的是MySQL5.6或者更新版本，把innodb_undo_tablespaces设置成2（或更大的值）。如果真的出现大事务导致回滚段过大，这样设置后清理起来更方便

事务的起点

begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作InnoDB表的语句（包括查询），事务才真正启动

如果你想要马上启动一个事务，可以使用 start transaction with consistent snapshot 这个命令

视图

在MySQL里，有两个“视图”的概念：

  • 一个是view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是create view…，而它的查询方法与表一样
  • 另一个是InnoDB在实现MVCC时用到的一致性读视图，即consistent read view，用于支持RC（Read Committed，读提交）和RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。它没有物理结构，作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”

“快照”在MVCC里是怎么工作的？

在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意，这个快照是基于整库的

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫作transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的

而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把transaction id赋值给这个数据版本的事务ID

记为row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它

也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本(row)，每个版本有自己的row trx_id，如下图（行状态变更图）：

图中的三个虚线箭头，就是undo log；而V1、V2、V3并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的

比如，需要V2的时候，就是通过V4依次执行U3、U2算出来

一个事务只需要在启动的时候声明，以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认

如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本

当然，如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的

在实现上，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务ID

“活跃”指的就是，启动了但还没提交。数组里面事务ID的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位

这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）

而数据版本的可见性规则，就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的，如下图：

  1. 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的
  2. 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的
  3. 如果落在黄色部分，那就包括两种情况
    1. 若row trx_id在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见
    2. 若row trx_id不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见

对于行状态变更图中的数据来说，如果有一个事务，它的低水位是18，那么当它访问这一行数据时，就会从V4通过U3计算出V3，所以在它看来，这一行的值是11

有了这个声明后，系统里面随后发生的更新，就跟这个事务看到的内容无关了

因为之后的更新，生成的版本一定属于上面的2或者3.1的情况，而对它来说，这些新的数据版本是不存在的，所以这个事务的快照，就是“静态”的了

InnoDB就是利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性，实现了“秒级创建快照”的能力

大致总结一下，一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外

有三种情况：版本未提交，不可见；版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见

更新逻辑

当更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则中间事务的更新就丢失了

所以，更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）

但你在事务中手动写的查询语句，是按照一致性读，可能会读到不对的结果

select语句可以通过加锁来实现”当前读“

-- 共享锁
select k from t where id=1 lock in share mode;
-- 排它锁
select k from t where id=1 for update;

现在，我们再来回顾下可重复读，可重复读的核心就是一致性读（consistent read）

而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待

而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是

在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图

在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图

start transaction with consistent snapshot的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照

所以，在读提交隔离级别下，这个用法就没意义了，等效于普通的start transaction

查找未提交的事务

select * from information_schema.innodb_trx

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