猿思考系列6——事务也就那么回事儿

看完上一个章节，相信你已经充分的掌握代理的套路，猿人工厂君也知道，内容对于新手而言，理解起来还是比较很吃力的，文中提到的其他方式，大家可以去尝试实现，猿人工厂君就不一一赘述了。今天我们将开启一个新的方向，让大家思考一些新的问题。不过上一章节涉及编译原理、类加载机制和一点点jvm的知识，很重要，请务必掌握其中的过程和概念。

数据库事务：一般来讲是指数据库访问逻辑中一个最小的不可再分的工作单元；是一组对数据库的相对完整的逻辑单元操作。一个数据库事务，可以是一条SQL语句，也可以是一组SQL语句。

我们来看一个例子，比如，账户A向账户B转账100元，那么账户A必须减少100元，而账户B必须增加100元。这个操作是不可能分开的，是一个原子操作。账户A必须减少100元而账户B必须增加100元，不能出现A减少100元，B没有增加100元，也不能出现A没有减少100元，B增加了100元。操作必须是同时成功的或者同时失败的，必须是一致的。A和B的操作，是不能受到其他事务的干扰的从而影响结果的正确执行，并发的事务之间是需要隔离起来的，而且这个操作进行之后，A账户，和B账户的操作结果不可改变，必须把操作数据记录到磁盘，这是一个持久状态。

以上就是数据库事务必须具备的四大特性。原子性（atomicity）、一致性（consistency）、隔离性（isolation）、持久性（durability），俗称ACID四大特性或四大原则。

关于MYSQL事务的操作有几个语句你也要了解一下：

开启事务：starttransaction;(开启显示提交事务)

提交事务：commit;（提交事务，执行后，数据固化到磁盘，不可改变）

回滚事务：rollback;（回滚事务，撤销之前的DML语句操作）

在很多人的观念里，提到数据事务就是ACID四大原则，但是这四大原则是由谁来保障的呢？答案当然是数据库了。比如MYSQL数据库，你用MYISAM引擎的表搞搞事务试试？所以，要做数据库事务得有一个大前提，数据库必须是支持事务的。

如果使用的是INNODB引擎的表,默认情况下是开启了事务自动提交的，在不使用 start transation语句的情况下，任何一个insert update语句都是自动提交的，另外，insert update语句都是一个原子级操作噢，总不能写一条数据，或者修改一条数据还存在，只修改一半的情况吧？这一点先了解下，以后的学习中自由妙用。

额，这个问题看上去有点难，我们先看看原子性——要么执行，要么全部不执行。操作多条语句，思考起来太复杂了，来简单点而的。比如我们要修改用户ID为1的电话好嘛为13888888888:

update travel_user set travel_user_phone=’13888888888’where travel_user_id=1;

我们先考虑执行失败怎么办？执行失败了，自然需要保证数据恢复原样。那么要干的第一件事情，自然是记录原始数据了，有了原始记录，在之后的修改过程中，发生了任何问题，都可以恢复原样。那么第二件事情，自然是修改记录了，如果修改失败了，根据原始记录恢复数据就好了。第三件事情，是将修改的记录写到磁盘了，如果失败，有原始记录，恢复就好，如果成功，操作就完成了，事务也成功完成了。

想想看，这个原始记录需要记录在哪里？白纸黑字的东西才会让人放心，自然是文件了。Mysql提供了一个叫redo log的家伙来做这个事情。

MYSQL当然不会这么傻啦，肯定先写到内存嘛，内存操作就快了，内存写差不多了，单独起一个线程来异步把内存里的数据往磁盘上写就好了。当然，数据在内存中放时间长了，万一机房断电，数据就没有了，这个风险嘛，交给用户去配置，让他自己决定多长时间刷新到磁盘持久就好了。当然，正向操作要记录，反向操作的也要记录啦，比如记录了一条insert,必然记录一条delete用于数据恢复，就叫undo log好了。

当然考虑到其他问题，比如集群下的数据同步，MYSQL还提供了一个叫binlog的东西用于记录数据的逻辑操作——执行的SQL语句。这样你修改主节点的数据，只需要主节点把binlog的语句发到其他节点执行就好了噢。

那么新的问题又来了，redo log 的内容必须是和binlog是一致的，要不就乱套了噢。怎么来解决呢？

这个好办，先写redo log，如果写失败了，那我们就认为这次事务有问题，回滚，不再写binlog。如果redo log写成功了，写binlog写一半失败了,事务回滚嘛，然后删除无效的binlog就好了（不删除，被同步就麻烦了）。如果写redo log和binlog都成功了，事务完成，加个标记表示成功嘛。这个过程还有个学名——“二阶段提交”。

prepare ：redo log刷新到磁盘，事务进入 prepare 状态。

commit:：binlog刷新到磁盘，事务进入 commit 状态，并打上log_xid标记。

在讨论这个话题之前，我们来看几个问题，假如有两个事务并发执行可能发生什么情况呢？一个事务把另一个事务的数据覆盖了，这个叫丢失更新问题。一个事务A读取了一条d1，一个事务B写入一个数据，但是未提交，事务A再次查询，读到未提交的数据，这叫“脏读”。一个事务A读取了一条d1，一个事务B修改了d1，并提交事务，事务A再次读取d1,发现两条记录不一致，这就是虚读。一个事务A做了一次查询，事务B写入了数据d2，并提交事务，事务A再做了一次查询（语句可以不同），发现查询结果包含了d2,这就叫幻读。虚读和幻读都叫“不可重复读”。

为了解决这些问题数据库定义了四种隔离级别：

读未提交：read uncommitted，事务A未提交的数据事务B也能读取到，允许脏读，但是不允许发生丢失更新的问题。

读已提交：read committed，事务A已提交的数据事务B才能读取到，不允许脏读，允许发生不可重复读。

可重复读：repeatable read，事务A提交之后的数据，事务B读取不到，但是，事务B可重复读，允许幻读，但不允许虚读，即同一条记录的情况。MYSQL的默认级别就是repeatable read。

串行化：serializable，事务排队执行，一个事务执行完才能执行下一个，事务排队执行，性能可想而知，几乎无用武之地。

那MYSQL是怎么来保证事务的隔离级别的呢？

其实MYSQL在设计上比较鸡贼啦，每次开启事务都会给事务编个号，然后每一行记录都包含了三个隐藏列，DATA_TRX_ID记录最后一个事务的ID，DB_ROLL_PTR记录当前记录的redo log 信息，DB_ROW_ID用于标记新插入数据的行ID。

这下好了增删改查操作按下面的来就行了：

select：

读取创建版本小于或等于当前事务版本号，并且删除版本为空或大于当前事务版本的记录。用于保证在读取之前记录都是存在的。

insert：

将当前事务的版本号保存至行的DATA_TRX_ID。

update：

新插入一行，并以当前事务版本号作为DATA_TRX_ID，同时将原记录行的DATA_TRX_ID设置为当前事务版本号

delete：

将当前事务版本号保存至行的DATA_TRX_ID。

MYSQL会把已开始未提交的事务保存在一个叫做trx_sys的事务链表中。同时还搞了一个叫做ReadView的东西。ReadView包含了几个很重要的信息。ReadView{low_trx_id,up_trx_id, trx_ids}，low_trx_id表示务链表中最大的事务id编号，up_trx_id表事务链表中最小的事务id编号，trx_ids表示所有事务链表中事务的id集合。ReadView在什么时候创建呢？这个就和隔离级别有关了。如果隔离级别是READ COMMITTED，那么每次读取数据前都生成一个ReadView，如果隔离级别是REPEATABLE READ，那么在第一次读取数据时生成一个ReadView。

那么判断事务是否可见这个问题就好办了：

所有数据行上DATA_TRX_ID小于up_trx_id的记录，说明修改该行的事务在当前事务开启之前都已经提交完成，所以对当前事务来说，都是可见的。而对于DATA_TRX_ID大于low_trx_id的记录，说明修改该行记录的事务在当前事务之后，所以对于当前事务来说是不可见的。

至于位于（up_trx_id, low_trx_id）中间的事务是否可见，这个需要根据不同的事务隔离级别来确定。对于READ COMMITTED的事务隔离级别来说，对于事务执行过程中，已经提交的事务的数据，对当前事务是可见的；而对于REPEATABLE READ隔离级别来说，事务启动时，已经开始的事务链表中的事务的所有修改都是不可见的，所以在REPEATABLE READ级别下，low_trx_id基本保持与up_trx_id相同的值即可。