一、什么是事务？

一组SQL查询，只有所有语句都能成功才执行，否则全部不执行。经典银行示例：支票和储蓄是两张数据表，用户从支票账户转200到储蓄账户，分3步：检查支票账户是否有200，支票账户余额减200，储蓄账户余额加200；这三个步骤就需要在一个事务中。

事务由存储引擎实现，如InnoDB就是事务型引擎。不推荐事务中混合使用存储引擎：如果操作A和操作B处于同一个事务T中；其中操作A用于修改数据表A，表A的存储引擎是InnoDB，支持事务；操作B用于修改数据表B，表B的存储引擎是MyIASM，不支持事务；如果事务T需要回滚，则只有表A能够回滚，表B不行。

二、事务需要满足ACID

1）原子性：一组sql语句，要么一起成功，要么都不执行。

2）一致性：多个数据源的数据一致，比如储蓄账户和支票账户。

3）持久性：断电数据不丢失。

4）隔离性：并发情况下，一个事务所做修改在提交之前对其他事务不可见；下面将详解持久性和隔离性。

2.1 持久化与事务日志与双写缓存

满足持久性意味着需要将数据写入(flush)到磁盘。常规的持久化方式是把InnoDB缓冲池的脏块(有数据修改的数据块)直接写入到磁盘，数据通常映射到表空间的随机位置，因此磁盘写入需要多次随机IO，随机IO意味着把磁头移动到正确位置，等待读写后再回到开始位置，这个过程是相对耗时的。那么事务日志就是一种在满足持久化的前提下提高写入速度的方式，把数据文件的随机IO转换为几乎顺序的日志文件IO和数据文件IO：存储引擎在修改表数据时只需修改内存拷贝，并把修改行为采用追加方式持久在硬盘上的事务日志，数据持久化在后台慢慢执行。追加意味着写日志只操作磁盘一小块区域内的顺序IO，不像随机IO在磁盘多个地方移动磁头，速度更快。如果系统崩溃，存储引擎根据日志恢复数据。事务日志也成为预写式日志，采用事务日志时修改数据需要写两次磁盘。

对于后台运行的数据持久化，当脏页比例超过阈值会触发磁盘写入，通过合并写入（也称为延迟写入）使得数据写入更顺序，称为lazy模式。有两种合并方式：1）同一条数据在内存中被多次改写，但最终通过一次写入到磁盘；2）不同数据在内存中被修改，批量写入到磁盘。当事务日志没有足够空间时，InnoDB进入激烈刷写模式。由此可见，事务日志大小决定了持久化数据的间隔时间。

事务日志也有缓冲区，InnoDB执行写操作时，会写一条变更记录到日志缓冲区；当缓冲区满了或事务提交了，InnoDB把日志缓冲区的内容写入到磁盘上的事务日志。写入过程中用互斥锁锁住日志缓冲区，写入到某位置，然后移动剩下的条目到缓冲区前面，之后再解锁。这里的日志缓冲区不是基于页的，存储效率更高。事务日志通常使用一组文件作为循环日志；采用循环方式写入，当记录到日志尾部则重新跳转到头部，但不会覆盖未应用到数据文件的日志记录。

服务器崩溃、bug等可能导致数据页没写完整，进而造成数据损坏，双写缓冲就是应对这种情况，力图保证数据完整性。当数据页尾部的校验和与数据页内容不匹配时，表明页面损坏。双写缓冲是一块1.6M的连续内存，可保存100个数据页；双写缓冲中保存最近写入数据页的备份。也就是说，当innoDB把数据从缓冲池写入到磁盘时，首先写入到双写缓冲，然后再写到磁盘。双写缓冲和事务日志一起保障数据成功持久化，双写缓冲包括完整的数据页，因此事务日志只是页面的二进制变化量。可通过配置innodb_doublewrite来关闭双写缓冲。

2.2 隔离性、并发、锁

隔离性与并发强相关，如果所有请求串行处理，则无需考虑隔离性。并发指多个查询同时修改数据，并发读写；锁用于并发控制。

2.2.1 锁的分类：

1）共享锁和排他锁，对应读锁和写锁；读锁允许多用户可同时读取同一资源，但阻塞写锁；写锁会阻塞其他读锁和写锁；写锁优先级高，锁队列中可插到读锁前面。

2）根据锁粒度不同分为表锁和行锁：行锁锁定的数据量少，系统并发度高，同时，加锁/解锁/检查是否锁定等系统开销也高。多数数据库只提供行锁，mysql不同存储引擎锁策略/粒度不同。存储引擎和服务层都可以管理表锁，如服务层在alter table是给数据表加表锁。行锁只在存储引擎层实现，可见服务器层和存储引擎层有各自的并发控制机制。

锁定方式分为隐式和显式锁定；显式锁定通过lock/unlock tables语句控制锁定与解锁，不常用；隐式锁定在事务过程中根据隔离级别执行锁定，在commit/rollback时候解除锁定。

2.2.2 死锁

多个事务争用同一资源，并试图以不同顺序锁定资源。举例：三个资源是草莓、樱桃和芒果；宝宝的事务是先吃草莓，再吃樱桃，最后吃芒果，此时宝宝已经对草莓和樱桃加写锁，准备给芒果加写锁；妈妈的事务是先吃芒果，再吃草莓，最后吃樱桃，当前已经对芒果加写锁，准备给草莓加写锁；我们知道事务中写锁要提交事务时才能释放，因此妈妈和宝宝都等不到锁，并且无法完成事务并提交，进入死锁状态。

数据库如何处理死锁：回滚持有最少行级写锁的事务重新执行，如上面的例子，宝宝已经持有两个写锁，妈妈持有一个，因此妈妈的事务回滚，把芒果吐出来，这样宝宝就可以对芒果加写锁，完成事务并提交；然后妈妈再执行。其他方式如死锁检测，检测到死锁的循环依赖后立即返回错误；超时机制，查询等待时间到达锁等待超时后放弃锁请求。

2.3 InnoDB的多版本并发控制MVCC

MVCC在每行数据后面添加两个列存储行的创建/删除版本号；每开始一个新事务，版本号加1；事务开始时的版本号作为事务版本号。在可重复读的隔离级别下：1）Insert：当前事务版本号为创建时间，删除时间不存在；2）Select：创建时间早于或等于当前事务版本的数据行，确保读到的数据都是事务开始前已经存在，或者是事务本身插入/修改的。删除时间不存在或晚于当前事务版本的数据行，确保读到的数据行事务开始前未删除；也就是说读取数据时不会加读锁，该数据可以被其他事务修改；3）Delete：当前事务版本号作为删除时间；4）Update：insert+delete；创建新纪录创建时间为当前事务版本；原有行的删除时间为当前事务版本。

可实现可重复读和不可重复读的隔离级别。无标准规范，是行锁的变种；优点是减少加锁开销，读操作不需要加锁，写操作只锁定必要的行；缺点在于额外2个字段的开销。原理是保证事务在执行过程中看到的数据是一致的；根据事务开始时间不同，每个事务看到的数据可能不同。

2.4 ANSI标准定义的四种隔离级别

隔离级别越低则开销越低，支持并发度越高。

1）Read uncommitted：事务的未提交修改对其他事务可见，不推荐；读取未提交数据称为脏读。可解决更新丢失问题，即事务A和事务B同时修改ID为1的用户姓名，事务A希望把姓名修改为John，事务B希望把姓名修改为Jim，没有任何锁的情况下，有一个修改会丢失。read uncommitted隔离级别下，事务A进行写操作时加写锁，读操作不加锁，因此写操作时其他事务不能写，但可以读（因为读不用加锁，读锁和写锁互斥，没有读锁就不存在互斥）。

2）Read committed:多数数据库的默认隔离级别，mysql不是。事务提交后，所做修改才对其他事务可见。事务进行写操作时加写锁，读操作时加读锁，写锁在事务提交后释放，但读锁在读操作结束后释放，而不用等到事务提交。事务提交之前，数据一直被写锁锁定，不能被写或被读，也就不存在脏读。但是一个事务内执行两次同样的读操作，可能得到不同结果，称为不可重复读；这是因为读锁在读操作后即解锁，解锁后被读数据可以被修改，再次读取后可能读到不同的值。

3）Repeatable read：mysql默认隔离级别；解决不可重复读的问题，事务进行写操作时加写锁，进行读操作时加读锁，二者都是在事务提交时释放。读锁在事务提交时释放解决了不可重复读的问题；仍存在幻读：事务A把row1从1更新为2，事务B插入row2，事务B把row2和仍为1的row1提交，事务A再次读取row1时，发现仍然是1仿佛更新没有生效。InnoDB通过间隙锁防止幻读：不仅锁定查询涉及的行，还对索引中的间隙进行锁定，防止幻影行的插入。

4）Serializable：强制事务串行执行；适用于亟须确保数据一致性且可接受无并发。

三、事务提交

1）InnoDB默认采用自动提交模式autocommit，每个查询被当作一个事务执行并提交；2）显式开始事务并提交start transaction，commit/rollback；3）执行alter table强制提交当前所有活动事务。

四、分布式事务XA

存储引擎的事务特性保证在存储引擎级别实现ACID；而分布式事务则在多个数据库之间保证事务，通过两阶段提交实现：第一轮，协调者询问所有参与者准备好了没？第二轮，提交。

Mysql本身的插件式架构导致其内部需要XA事务，例如一个跨存储引擎的事务；或者通过分布式事务协调存储引擎和二进制日志，在存储引擎提交的同时，将提交信息写入二进制日志。

Mysql可以作为多个数据库的分布式事务的参与者；也就是外部XA事务。分布式事务中，通信延迟和参与者本身的失败，导致性能消耗大；因此分布式事务并不是最推荐的一致性方案。除了分布式事务，还可以考虑其他数据同步方式，例如在本地写入数据，并将其放入对列，分发到下游系统，类似三靠谱。