MySQL事务和例子

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事务（Transaction）及其ACID属性

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4个属性，通常简称为事务的ACID属性：

  1. 原子性（Atomicity）：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
  2. 一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
  3. 隔离性（Isolation）：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
  4. 持久性（Durable）：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。

并发事务处理带来的问题

相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况。

  1. 更新丢失（Lost Update）：
    当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题－－最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题。
  2. 脏读（Dirty Reads）：
    一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做”脏读”。
  3. 不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
  4. 幻读（Phantom Reads）：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。

事务隔离级别

在上面讲到的并发事务处理带来的问题中，“更新丢失”通常是应该完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，基本上可分为以下两种：

  1. 在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。
  2. 不用加任何锁，通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照（Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别（语句级或事务级）的一致性读取。从用户的角度来看，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本，因此，这种技术叫做数据多版本并发控制（MultiVersion Concurrency Control，简称MVCC或MCC），也经常称为多版本数据库。

数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上 “串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别，每个级别的隔离程度不同，允许出现的副作用也不同，应用可以根据自己的业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡 “隔离”与“并发”的矛盾。下表很好地概括了这4个隔离级别的特性：

通过例子理解事务的四种隔离级别

首先，我们使用 test 数据库，新建 tx 表，表里面有id和num两个字段，并且打开两个客户端来操作同一个数据库。

第1级别：Read Uncommitted(读取未提交内容)

(1)所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果
(2)本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少
(3)该级别引发的问题是——脏读(Dirty Read)：读取到了未提交的数据

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#首先，修改隔离级别
set tx_isolation='READ-UNCOMMITTED';
select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation   |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+

#事务A：启动一个事务
start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务B：也启动一个事务(那么两个事务交叉了)
       在事务B中执行更新语句，且不提交
start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务A：那么这时候事务A能看到这个更新了的数据吗?
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |   --->可以看到！说明我们读到了事务B还没有提交的数据
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务B：事务B回滚,仍然未提交
rollback;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务A：在事务A里面看到的也是B没有提交的数据
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |      --->脏读意味着我在这个事务中(A中)，事务B虽然没有提交，但它任何一条数据变化，我都可以看到！
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

第2级别：Read Committed(读取提交内容)

(1)这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）
(2)它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变
(3)这种隔离级别出现的问题是——不可重复读(Nonrepeatable Read)：不可重复读意味着我们在同一个事务中执行完全相同的select语句时可能看到不一样的结果。
导致这种情况的原因可能有：(1)有一个交叉的事务有新的commit，导致了数据的改变;(2)一个数据库被多个实例操作时,同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit

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#首先修改隔离级别
set tx_isolation='read-committed';
select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+

#事务A：启动一个事务
start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务B：也启动一个事务(那么两个事务交叉了)
       在这事务中更新数据，且未提交
start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务A：这个时候我们在事务A中能看到数据的变化吗?
select * from tx; --------------->
+------+------+                |
| id   | num  |                |
+------+------+                |
|    1 |    1 |--->并不能看到！  |
|    2 |    2 |                |
|    3 |    3 |                |
+------+------+                |——>相同的select语句，结果却不一样
                               |
#事务B：如果提交了事务B呢?         |
commit;                        |
                               |
#事务A:                         |
select * from tx; --------------->
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |--->因为事务B已经提交了，所以在A中我们看到了数据变化
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

第3级别：Repeatable Read(可重读)

(1)这是MySQL的默认事务隔离级别
(2)它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行
(3)此级别可能出现的问题——幻读(Phantom Read)：当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行
(4)InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制(MVCC，Multiversion Concurrency Control)机制解决了该问题

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#首先，更改隔离级别
set tx_isolation='repeatable-read';
select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+

#事务A：启动一个事务
start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务B：开启一个新事务(那么这两个事务交叉了)
       在事务B中更新数据，并提交
start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+
commit;

#事务A：这时候即使事务B已经提交了,但A能不能看到数据变化？
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 | --->还是看不到的！(这个级别2不一样，也说明级别3解决了不可重复读问题)
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

#事务A：只有当事务A也提交了，它才能够看到数据变化
commit;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

第4级别：Serializable(可串行化)

(1)这是最高的隔离级别
(2)它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之,它是在每个读的数据行上加上共享锁。
(3)在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争

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#首先修改隔离界别
set tx_isolation='serializable';
select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| SERIALIZABLE   |
+----------------+

#事务A：开启一个新事务
start transaction;

#事务B：在A没有commit之前，这个交叉事务是不能更改数据的
start transaction;
insert tx values('4','4');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
update tx set num=10 where id=1;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction