一、mysql事务

事务就是一组原子性的SQL查询，或者说一个独立的工作单元。如果数据库引擎可以成功执行该组全部语句，那么就执行该组语句。如果其中有任何一条语句不能执行，那么所有的语句都不会执行。也就是说，事务内的语句要么全部执行成功，要么全部执行失败。

1、事务的ACID特性

事务需要系统严格的支持ACID特性，ACID表示原子性、一致性、隔离性和持久性。一个运行良好的事务处理系统，必须具备这些标准特征。

原子性：一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元，整个事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来说，不可能只执行其中一部分操作，这就是事务的原子性。

一致性：数据库总是从一个一致性的状态换到另外一个一致性的状态。一致性确保了，即使系统已经执行了事务中的部分操作后系统崩溃，数据也不会有损失，因为事务最终没有提交，所以事务中所做的修改液不会保存到数据库中。

隔离性:通常来说，一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。如果事务的操作正在执行的过程中，又有其他事务需要操作该数据，那么其他事务看到的还是原始数据。

持久性：一旦事务提交，则其所做的修改就会永远保存到数据库中。此时即使系统崩溃，修改的数据也不会丢失。

2、隔离级别

隔离性其实比想象的要复杂。在SQL标准中定义了四种隔离级别，每一种级别都规定了一个事务中所做的修改，那些在事务内核事物间是可见的，那些是不可见的。较低级别的隔离通常可以执行更高的并发，系统的开销也更低。

READ UNCOMMITTED(未提交读)：在该级别事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也称为赃读。这个级别会导致很多问题，从性能上来说，该级别不会比其他级别好太多，但缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少。

READ COMMITTED(提交读)：大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMITED(mysql不是)。该级别满足前面提到的隔离性的简单定义：一个事务开始时，只能看见已经提交的书屋所做的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别有时候也就做不可重复读，因为两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。

REPEATABLE READ(可重复读)：该级别解决了赃读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读的问题。所谓幻读-----指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围内记录时，会产生幻行。Innodb存储引擎通过多版本并发控制(MVCC)解决了幻读的问题。

SERIALIZABLE(可串行读)：这是最高的隔离级别。他通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。简单来说，该级别会在读取的每一行数据上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用中也很少用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。

3、死锁问题

死锁是指两个或者多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环的现象。当多个事务视图以不同的顺序锁定资源时，就可能会产生死锁。多个事务同时锁定同一个资源时，也会产生死锁。

为了解决这种问题，数据库系统实现了各种死锁检测和死锁超时机制。越复杂的系统，越能检测到死锁的循环依赖，并立即返回一个错误。这种解决方式是很有效，否则死锁会导致出现非常慢的查询。还有一种解决方式，就是当查询的时间达到锁等待超时的设定后放弃锁请求，这种方式通常来说不太好。InnoDB目前处理死锁的方法是，将持有最少行级排他的事务进行回滚。

锁的行为和顺序是和存储引擎相关的。以同样的顺序执行语句，有些存储引擎会产生死锁，有些则不会。死锁的产生有双重原因：有些是因为真正的数据冲突，这种情况通常很难避免，但有些则完全是由于存储引擎的实现方式导致的。

死锁发生以后，只有部分或者完全回滚其中一个事务，才能打破死锁。对于事务型的系统，这是无法避免的，所以应用程序在设计时必须考虑如何处理死锁。大多数情况下只需要重新执行因死锁回滚的事务即可。

4、事务日志

事务日志可以帮助提高事务的效率。使用事务日志，存储引擎在修改表的数据时只需要修改其内存拷贝，再把修改修改行为记录到持久在磁盘上的事务日志中，而不是每次都将修改的数据本身持久到磁盘。事务日志采用的是追加的方式，因此写日志的操作是磁盘上一块区域内的顺序I/O，而不像随机I/O需要在磁盘的多个地方移动磁头，所以采用事务日志的方式相对来说要快的多。事务日志持久以后，内存中被修改的数据在后台可以慢慢的刷回到磁盘。目前大多数存储引擎都是这样实现的，我们通常称之为预写式日志，修改数据需要写两次磁盘。

如果数据的修改已经记录到事务日志并持久化，但数据本身还没有写回到磁盘，此时系统崩溃，存储引擎在重启时能够自动恢复这部分修改的数据。

二、多版本并发控制

mysql的大多数事务型存储引擎实现的都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑，他们一般都同时实现了多版本并发控制(MVCC)。可以认为MVCC是行级锁的一个变种，但是它在很多情况下避免了加锁操作，因此开销更低。虽然实现机制有所不同，但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。

MVCC的实现，是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。也就是说，不管需要执行多长时间，每个事物看到的数据都是一致的。根据事务开始的时间不同，每个事务对同一张表，同一时刻看到的数据可能是不一样的。

不同存储引擎的MVCC实现是不同的，典型的有乐观并发控制和悲观并发控制。InnoDB的MVCC，是通过在每行记录后面保存隐藏的列来实现的。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间(或删除时间)。当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。在REPEATABLE READ隔离级别下，MVCC工作如下：

SELECT----InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录：①InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号)，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始之前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的；②行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。

INSERT----InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。

DELETE----InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为删除标示。

UPDATE----InnoDB会插入一行新纪录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标示。

保存这两个额外系统版本号，使大多数读操作都可以不用加锁。这样设计使得读数据操作很简单，性能很好，并且也能保证只会读取到符合标准的行。不足之处是每行记录都需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作，以及一些额外的维护工作。

MVCC只在REPEATABLE READ和READ COMMITTED两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别都和MVCC不兼容，因为READ UNCOMMITTED总是读取最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行。而SERIALIZABLE则会对所有读取的行都加锁。