MySQL之事务
并发事务问题
在多个事务并发运行时，会遇到操作相同的数据来完成各自任务，可能会存在以下问题：
脏数据（Dirty READ）
当一个事物正在访问数据并且对数据进行修改，而这个操作还没有提交到数据库中，这使另外一个事务也访问了这个数据，然后使用了该数据，因为数据还没有提交到数据库，那么另一个事务读到的这个数据就是脏数据，依据脏数据的所有操作是不正确的。
示例：
总结：A事务读取到B事务尚未提交的更改数据，并在这个脏数据的基础上进行操作，如果B事务进行回滚，A事务读取到的事务是不被承认的。
不可重复读（UnrepeatableRead）
A事务内多次读取同一个数据，在这个事务还没结束时，B事务也访问该数据，A事务在两次读数据之间，B事务修改了该数据，A事务再次读取数据可能可第一次读取的不太一样。一个事务内两次读取的数据是不一样的，因此称为不可重复读。
示例：
总结：一个事务内两次读取的同一个数据是结果不一样的。不可重复读是指A事务读取到了B事务已经提交的更改数据。
幻读（phantom Read）
A事务读取几行数据，接着B事务插入了一些数据，在随后的查询中，A事务会发现一些原来不存在的记录，好像发生了幻觉一样，所以称为幻读。
示例：
总结：A事务读取到B事务提交的新增数据，幻读一般出现在数据统计的事务中。
不可重复读和幻读区别：
不可重读一般针对的是行级别的数据的更改，重点是修改数据。
幻读一般针对表级别的新增/删除数据，在统计事务中，两次读取的数据统计不一样，重点在于新增或者删除。
事务隔离级别
SQL标准定义了4种隔离级别：
1、读取未提交:Read-Uncommitted
最低的隔离级别，允许读取尚未提交的数据变更，可能会导致脏读、幻读和重复读。
2、读取已提交：Read-Committed(RC)
允许读取并发事务中已经提交的数据，可以阻止脏读，但是幻读或不可重复读任然可能发生。
3、可重复读：Repeatable-Read(RR)
对同一个字段的多次读取结果都是一致的，除非数据被被事务自身修改。可以阻止脏读和不可重复读，但幻读仍可能发生。
4、串行化：Serializable
最高隔离级别，完全服从ACID的隔离级别,所有的事务依次逐个执行，这样事务之间就完全不可能出现干扰，即串行化可以防止脏读、不可重复读和幻读。
通过select @@tx_isolation可以查看隔离界别：
默认的隔离级别为可重复读。
事务的隔离级别的实现
读取已提交和可重复读采用的是排他锁(行锁)
读取已提交隔离级别是在读（写）之前加锁，在读（写）之后解锁，而不是等事务结束解锁，存在不可重复读的问题。
可重复读隔离级别整个事务都处于加锁状态下，只有事务结束才解锁，但还存在幻读，因为使用的是行锁，可以增加行等一些行为。
串行化使用的是表锁，锁定的是整张表才能解决幻读问题。
事务原理
1、MVCC多版本控制机制
MVCC(MultiVersion Concurrency Control),即多版本控制技术。
就是将行锁和行的多版本机制结合，只需要很小开销，就能实现事务，能够提高数据库的并发性能。
MVCC提供了另一种方式来实现读取已提交和可重复读的，相比于锁的方式效率会更高一些。
MVCC实现原理
对于数据表的每一条数据的记录：
● DATA_TRX_ID：标记最新更新这条记录的transactionID，每处理一个事务，其值自动加1，大小是6字节。
● DATA_ROLL_PTR：指向当前记录项的rollback segment的undo log记录，找到之前版本的数据就是通过这个指针。
● DB_ROW_ID：行标识（隐藏自增ID），在INNODB的自动产生聚集索引时，聚集索引包括这个DB_ROW_DB的值，否则聚集索引中是不包含这个值，这个用在索引当中。
当针对一条数据记录执行update操作是，操作如下：
● 针对表的记录加入排它锁
● 把这条记录的最新记录拷贝到undo log日志中，DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR不变
● 通过修改生成新的记录，并包含新的DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR
● 通过往复操作就会针对该记录形成一个版本链
当多个事务执行并发操作时，不同的隔离级别处理也不相同：
● 读未提交：直接读取新版本链最新记录
● 串行化：通过互斥锁来访问数据
● 读已提交和重复读，通过基于版本链的ReadView
ReadView：在执行查询SQL会生成readView，它是由所有未提交的事务ID数组(最小 min_id)和已创建事务id(max_id)组成，形成的版本链的对比规则。
如果tid<min_id,表示这个版本事务是已经提交的，则数据可见。
如果tid>max_id,表示这个版本是将来启动的事务，是不可见的。
如果min_id<=tid<=max_id,有两种情况，如tid在数组中 ，则事务是活跃的，不可读取，则通过undo log找上个版本，如果tid不在数组中，则找到已提交事务。
不同的隔离级别区别在于生成的READView的时间点不同：
读已提交：一个是事务中每条select语句开始
可重复读：一个是事务之后第一个查询语句开始
MVCC特点：
1、每行数据都存在一个版本，每次数据更新时都会更新该版本。
2、修改时复制出当前版本随意修改（副本），各个事务之间互不干扰。
3、保存时比较版本号，如果成功，则覆盖原记录，失败则放弃copy（rollback）
4、事务是以排它锁的形式来修改原数据。
5、将修改前的数据存放在undo log，通过回滚指针与主数据相关联。
6、修改失败，则通过undo log 中数据进行恢复。
2、事务日志
在MVCC中，要保证事务的执行用到了redo log和undo log，需要通过事务日志来做跟踪进而保证事务的特性ACID。
每一个操作在真正写入数据库之前，先写入到日志文件中，如果要删除一样会先到日志文件中将对应行标记为删除，但数据库并没有变化，只有在整个事务提交时，再把整个事务中SQL语句批量同步到磁盘的数据库文件，每一次写操作都需要执行两遍：
1、先写入日志文件中，仅仅是操作过程，而不是将操作数据本身，所以速度比写数据库文件速度要快。
2、然后在写入数据库文件中，写入数据库文件的操作是重做事务日志中已经提交的事务操作记录。
redo log
在INNODB的存储引擎中，事务日志通过重做(redo log)和INNODB存储引擎的日志缓冲来实现。
事务开启时，事务中的操作，都会先写入存储引擎的日志缓存里，在事务提交之前，这些缓冲的日志都需要提前刷新到磁盘上持久化。
undo log
undo log主要为事务回滚服务。
在事务执行的过程中，除了记录redo log，还会记录一定量的undo log,undo log 记录数据在每个操作前的状态，如果事务在执行过程中需要回滚，就可以根据undo log进行回滚操作，单个事务的回滚只会去回滚当前事务做的操作，并不会影响其他的事务的操作。
redo log保证事务的持久性和一致性，而undo log则保证事务的原子性。