本文目录：
1.事务特性
2.事务分类
　2.1 扁平事务
　2.2 带保存点的扁平事务
　2.3 链式事务
　2.4 嵌套事务
　2.5 分布式事务
3.事务控制语句
4.显式事务的次数统计
5.一致性非锁定读(快照查询)
6.一致性锁定读
7.事务隔离级别
　7.1 设置和查看事务隔离级别
　7.2 read uncommitted
　7.3 read committed
　7.4 repeatable read
　7.5 serializable

1.事务特性

事务具有ACID特性：原子性(A,atomicity)、一致性(C,consistency)、隔离性(I,isolation)、持久性(D,durabulity)。

• 原子性：事务内的所有操作要么都执行，要么都不执行。
• 一致性：事务开始和结束前后，数据都满足数据一致性约束，而不是经过事务控制之后数据变得不满足条件或业务规则。
• 隔离性：事务之间不能互影响，它们必须完全的各行其道，互不可见。
• 持久性：事务完成后，该事务内涉及的数据必须持久性的写入磁盘保证其持久性。当然，这是从事务的角度来考虑的的持久性，从操作系统故障或硬件故障来说，这是不一定的。

2.事务分类

• 扁平事务
• 带保存点的扁平事务
• 链事务
• 嵌套事务
• 分布式事务

2.1 扁平事务

即最常见的事务。由begin开始，commit或rollback结束，中间的所有操作要么都回滚要么都提交。扁平事务在生产环境中占绝大多数使用情况。因此每一种数据库产品都支持扁平事务。

扁平事务的缺点在于无法回滚或提交一部分，只能全部回滚或全部提交，所以就有了"带有保存点"的扁平事务。

2.2 带有保存点的扁平事务

通过在事务内部的某个位置使用savepoint(SQL Server中称为检查点，即checkpoint)，将来可以在事务中回滚到此位置。

MariaDB/MySQL中设置保存点的命令为:

savepoint [savepoint_name]

回滚到指定保存点的命令为：

rollback to savepoint_name

删除一个保存点的命令为：

release savepoint savepoint_name

实际上，扁平事务也是有保存点的，只不过它只有一个隐式的保存点，且自动建立在事务开始的位置，因此扁平事务只能回滚到事务开始处。

2.3 链式事务

链式事务是保存点扁平事务的变种。它在一个事务提交的时候自动隐式的将上下文传给下一个事务，也就是说一个事务的提交和下一个事务的开始是原子性的，下一个事务可以看到上一个事务的处理结果。通俗地说，就是事务的提交和事务的开始是链接式下去的。

这样的事务类型，在提交事务的时候，会释放要提交事务内所有的锁和要提交事务内所有的保存点。因此链式事务只能回滚到当前所在事务的保存点，而不能回滚到已提交的事务中的保存点。

2.4 嵌套事务

嵌套事务由一个顶层事务控制所有的子事务。子事务的提交完成后不会真的提交，而是等到顶层事务提交才真正的提交。

关于嵌套事务的机制，主要有以下3个结论：

• 回滚内部事务的同时会回滚到外部事务的起始点。
• 事务提交时从内向外依次提交。
• 回滚外部事务的同时会回滚所有事务，包括已提交的内部事务。因为只提交内部事务时没有真的提交。

不管怎么样，最好少用嵌套事务。且MariaDB/MySQL不原生态支持嵌套事务(SQL Server支持)。

2.5 分布式事务

将多个服务器上的事务(节点)组合形成一个遵循事务特性(acid)的分布式事务。

例如在工行atm机转账到建行用户。工行atm机所在数据库是一个事务节点A，建行数据库是一个事务节点B，仅靠工行atm机是无法完成转账工作的，因为它控制不了建行的事务。所以它们组成一个分布式事务：

• 1.atm机发出转账口令。
• 2.atm机从工行用户减少N元。
• 3.在建行用户增加N元。
• 4.在atm机上返回转账成功或失败。

上面涉及了两个事务节点，这些事务节点之间的事务必须同时具有acid属性，要么所有的事务都成功，要么所有的事务都失败，不能只成功atm机的事务，而建行的事务失败。

MariaDB/MySQL的分布式事务使用两段式提交协议(2-phase commit,2PC)。最重要的是，MySQL 5.7.7之前，MySQL对分布式事务的支持一直都不完善(第一阶段提交后不会写binlog，导致宕机丢失日志)，这个问题持续时间长达数十年，直到MySQL 5.7.7，才完美支持分布式事务。相关内容可参考网上一篇文章：https://www.linuxidc.com/Linux/2016-02/128053.htm。遗憾的是，MariaDB至今(MariaDB 10.3.6)都没有解决这个问题。

3.事务控制语句

• begin 和 start transaction表示显式开启一个事务。它们之间并没有什么区别，但是在存储过程中，begin会被识别成begin...end的语句块，所以存储过程只能使用start transaction来显式开启一个事务。
• commit 和 commit work用于提交一个事务。
• rollbac 和 rollback work用于回滚一个事务。
• savepoint identifier表示在事务中创建一个保存点。一个事务中允许存在多个保存点。
• release savepoint identifier表示删除一个保存点。当要删除的保存点不存在的时候会抛出异常。
• rollback to savepoint表示回滚到指定的保存点，回滚到保存点后，该保存点之后的所有操纵都被回滚。注意，rollback to不会结束事务，只是回到某一个保存点的状态。
• set transaction用来设置事务的隔离级别。可设置的隔离级别有read uncommitted/read committed/repeatable read/serializable。

commit与commit work以及rollback与rollback work作用是一样的。但是他们的作用却和变量completion_type的值有关。

例如将completion_type设置为1，进行测试。

mysql> set completion_type=1;
mysql> begin;
mysql> insert into ttt values(1000);
mysql> commit work;
mysql> insert into ttt values(2000);
mysql> rollback;
mysql> select * from ttt where id>=1000;
+------+
| id   |
+------+
| 1000 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

begin开始事务后，插入了值为1000的记录，commit work了一次，然后再插入了值为2000的记录后rollback，查询结果结果中只显示了1000，而没有2000，因为commit work提交后自动又开启了一个事务，使用rollback会回滚该事务。

将completion_type设置为2，进行测试。

mysql> set completion_type=2;
mysql> begin;
mysql> insert into ttt select 1000;
mysql> commit;

提交后，再查询或者进行其他操作，结果提示已经和MariaDB/MySQL服务器断开连接了。

mysql> select * from ttt;
ERROR 2006 (HY000): MySQL server has gone away
No connection. Trying to reconnect...

4.显式事务的次数统计

通过全局状态变量com_commit和com_rollback可以查看当前已经显式提交和显式回滚事务的次数。还可以看到回滚到保存点的次数。

mysql> show global status like "%com_commit%";
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| Com_commit    | 14    |
+---------------+-------+
mysql> show global status like "%com_rollback%";
+---------------------------+-------+
| Variable_name             | Value |
+---------------------------+-------+
| Com_rollback              | 24    |
| Com_rollback_to_savepoint | 0     |
+---------------------------+-------+

5.一致性非锁定读(快照查询)

在innodb存储引擎中，存在一种数据查询方式：快照查询。因为查询的是快照数据，所以查询时不申请共享锁。

当进行一致性非锁定读查询的时候，查询操作不会去等待记录上的独占锁释放，而是直接去读取快照数据。快照数据是通过undo段来实现的，因此它基本不会产生开销。显然，通过这种方式，可以极大的提高读并发性。

快照数据其实是行版本数据，一个行记录可能会存在多个行版本，并发时这种读取行版本的方式称为多版本并发控制(MVCC)。在隔离级别为read committed和repeatable read时，采取的查询方式就是一致性非锁定读方式。但是，不同的隔离级别下，读取行版本的方式是不一样的。在后面介绍对应的隔离级别时会作出说明。

下面是在innodb默认的隔离级别是repeatable read下的实验，该隔离级别下，事务总是在开启的时候获取最新的行版本，并一直持有该版本直到事务结束。更多的"一致性非锁定读"见后文说明read committed和repeatable read部分。

当前示例表ttt的记录如下：

mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

在会话1执行：

mysql> begin;
mysql> update ttt set id=100 where id=1

在会话2中执行：

mysql> begin;
mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

查询的结果和预期的一样，来自开启事务前最新提交的行版本数据。

回到会话1提交事务：

mysql> commit;

再回到会话2中查询：

mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

再次去会话1更新该记录：

mysql> begin;
mysql> update ttt set id=1000 where id=100;
mysql> commit;

再回到会话2执行查询：

mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

这就是repeatable read隔离级别下的一致性非锁定读的特性。

当然，MySQL也支持一致性锁定读的方式。

6.一致性锁定读

在隔离级别为read committed和repeatable read时，采取的查询方式就是一致性非锁定读方式。但是在某些情况下，需要人为的对读操作进行加锁。MySQL中对这种方式的支持是通过在select语句后加上lock in share mode或者for update。

• select ... from ... where ... lock in share mode;
• select ...from ... where ... for update;

使用lock in share mode会对select语句要查询的记录加上一个共享锁(S)，使用for update语句会对select语句要查询的记录加上独占锁(X)。

另外，对于一致性非锁定读操作，即使要查询的记录已经被for update加上了独占锁，也一样可以读取，就和纯粹的update加的锁一样，只不过此时读取的是快照数据而已。

7.事务隔离级别

SQL标准定义了4中隔离级别：read uncommitted、read committed、repeatable read、serializable。

MariaDB/MySQL也支持这4种隔离级别。但是要注意的是，MySQL中实现的隔离级别和SQL Server实现的隔离级别在同级别上有些差别。在后面有必要说明地方会给出它们的差异之处。

MariaDB/MySQL中默认的隔离级别是repeatable read，SQL Server和oracle的默认隔离级别都是read committed。

事务特性(ACID)中的隔离性(I,isolation)就是隔离级别，它通过锁来实现。也就是说，设置不同的隔离级别，其本质只是控制不同的锁行为。例如操作是否申请锁，什么时候申请锁，申请的锁是立刻释放还是持久持有直到事务结束才释放等。

7.1 设置和查看事务隔离级别

隔离级别是基于会话设置的，当然也可以基于全局进行设置，设置为全局时，不会影响当前会话的级别。设置的方法是：

set [global | session] transaction isolation level {type}
type:
    read uncommitted | read committed | repeatable read | serializable

或者直接修改变量值也可以：

set @@global.tx_isolation = ‘read-uncommitted‘ | ‘read-committed‘ | ‘repeatable-read‘ | ‘serializable‘
set @@session.tx_isolation = ‘read-uncommitted‘ | ‘read-committed‘ | ‘repeatable-read‘ | ‘serializable‘

查看当前会话的隔离级别方法如下：

mysql> select @@tx_isolation;
mysql> select @@global.tx_isolation;
mysql> select @@tx_isolation;select @@global.tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ       |
+-----------------------+

注意，事务隔离级别的设置只需在需要的一端设置，不用在两边会话都设置。例如想要让会话2的查询加锁，则只需在会话2上设置serializable，在会话1设置的serializable对会话2是没有影响的，这和SQL Server中一样。但是，MariaDB/MySQL除了serializable隔离级别，其他的隔离级别都默认会读取旧的行版本，所以查询永远不会造成阻塞。而SQL Server中只有基于快照的两种隔离级别才会读取行版本，所以在4种标准的隔离级别下，如果查询加的S锁被阻塞，查询会进入锁等待。

在MariaDB/MySQL中不会出现更新丢失的问题，因为独占锁一直持有直到事务结束。当1个会话开启事务A修改某记录，另一个会话也开启事务B修改该记录，该修改被阻塞，当事务A提交后，事务B中的更新立刻执行成功，但是执行成功后查询却发现数据并没有随着事务B的想法而改变，因为这时候事务B更新的那条记录已经不是原来的记录了。但是事务A回滚的话，事务B是可以正常更新的，但这没有丢失更新。

7.2 read uncommitted

该级别称为未提交读，即允许读取未提交的数据。

在该隔离级别下，读数据的时候不会申请读锁，所以也不会出现查询被阻塞的情况。

在会话1执行：

create table ttt(id int);
insert into ttt select 1;
insert into ttt select 2;
begin;
update ttt set id=10 where id=1;

如果会话1的隔离级别不是默认的，那么在执行update的过程中，可能会遇到以下错误：

ERROR 1665 (HY000): Cannot execute statement: impossible to write to binary log since BINLOG_FORMAT = STATEMENT and at least one table uses a storage engine limited to row-based logging. InnoDB is limited to row-logging when transaction isolation level is READ COMMITTED or READ UNCOMMITTED.

这是read committed和read uncommitted两个隔离级别只允许row格式的二进制日志记录格式。而当前的二进制日志格式记录方式为statement时就会报错。要解决这个问题，只要将格式设置为row或者mixed即可。

set @@session.binlog_format=row;

在会话2执行：

set transaction isolation level read uncommitted;
select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|   10 |
|    2 |
+------+

发现查询的结果是update后的数据，但是这个数据是会话1未提交的数据。这是脏读的问题，即读取了未提交的脏数据。

如果此时会话1进行了回滚操作，那么会话2上查询的结果又变成了id=1。

在会话1上执行：

rollback;

在会话2上查询：

mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

这是读不一致问题。即同一个会话中对同一条记录的读取结果不一致。

read uncommitted一般不会在生产环境中使用，因为问题太多，会导致脏读、丢失的更新、幻影读、读不一致的问题。但由于不申请读锁，从理论上来说，它的并发性是最佳的。所以在某些特殊情况下还是会考虑使用该级别。

要解决脏读、读不一致问题，只需在查询记录的时候加上共享锁即可。这样在其他事务更新数据的时候就无法查询到更新前的记录。这就是read commmitted隔离级别。

7.3 read committed

对于熟悉SQL Server的人来说，在说明这个隔离级别之前，必须先给个提醒：MariaDB/MySQL中的提交读和SQL Server中的提交读完全不一样，MariaDB/MySQL中该级别基本类似于SQL Server中基于快照的提交读。

在SQL Server中，提交读的查询会申请共享锁，并且在查询结束的一刻立即释放共享锁，如果要查询的记录正好被独占锁锁住，则会进入锁等待，而没有被独占锁锁住的记录则可以正常查询。SQL Server中基于快照的提交读实现的是语句级的事务一致性，每执行一次操作事务序列号加1，并且每次查询的结果都是最新提交的行版本快照。

也就是说，MariaDB/MySQL中read committed级别总是会读取最新提交的行版本。这在MySQL的innodb中算是一个术语:"一致性非锁定读"，即只读取快照数据，不加共享锁。这在前文已经说明过。

MariaDB/MySQL中的read committed隔离级别下，除非是要检查外键约束或者唯一性约束需要用到gap lock算法，其他时候都不会用到。也就是说在此隔离级别下，一般来说只会对行进行锁定，不会锁定范围，所以会导致幻影读问题。

这里要演示的就是在该级别下，会不断的读取最新提交的行版本数据。

当前示例表ttt的记录如下：

mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

在会话1中执行：

begin;update ttt set id=100 where id=1;

在会话2中执行：

set @@session.tx_isolation=‘read-committed‘;
begin;
select * from ttt;

会话2中查询得到的结果为id=1，因为查询的是最新提交的快照数据，而最新提交的快照数据就是id=1。

+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

现在将会话1中的事务提交。

在会话1中执行：

commit;

在会话2中查询记录：

select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|  100 |
|    2 |
+------+

结果为id=100，因为这个值是最新提交的。

再次在会话1中修改该值并提交事务。

在会话1中执行：

begin;update ttt set id=1000 where id=100;commit;

在会话2中执行：

select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
| 1000 |
|    2 |
+------+

发现结果变成了1000，因为1000是最新提交的数据。

read committed隔离级别的行版本读取特性，在和repeatable read隔离级别比较后就很容易理解。

7.4 repeatable read

同样是和上面一样的废话，对于熟悉SQL Server的人来说，在说明这个隔离级别之前，必须先给个提醒：MariaDB/MySQL中的重复读和SQL Server中的重复读完全不一样，MariaDB/MySQL中该级别基本类似于SQL Server中快照隔离级别。

在SQL Server中，重复读的查询会申请共享锁，并且在查询结束的一刻不释放共享锁，而是持有到事务结束。所以会造成比较严重的读写并发问题。SQL Server中快照隔离级别实现的是事务级的事务一致性，每次事务开启的时候获取最新的已提交行版本，只要事务不结束，读取的记录将一直是该行版本中的数据，不管其他事务是否已经提交过对应的数据了。但是SQL Server中的快照隔离会有更新冲突：当检测到两边都想要更新同一记录时，会检测出更新冲突，这样会提前结束事务(进行的是回滚操作)而不用再显式地commit或者rollback。

也就是说，MariaDB/MySQL中repeatable read级别总是会在事务开启的时候读取最新提交的行版本，并将该行版本一直持有到事务结束。但是MySQL中的repeatable read级别下不会像SQL Server一样出现更新冲突的问题。

前文说过read committed隔离级别下，读取数据时总是会去获取最新已提交的行版本。这是这两个隔离级别在"一致性非锁定读"上的区别。

另外，MariaDB/MySQL中的repeatable read的加锁方式是next-key lock算法，它会进行范围锁定。这就避免了幻影读的问题(官方手册上说无法避免)。在标准SQL中定义的隔离级别中，需要达到serializable级别才能避免幻影读问题，也就是说MariaDB/MySQL中的repeatable read隔离级别已经达到了其他数据库产品(如SQL Server)的serializable级别，而且SQL Server中的serializable加范围锁时，在有索引的时候式锁范围比较不可控(你不知道范围锁锁住哪些具体的范围)，而在MySQL中是可以判断锁定范围的(见innodb锁算法)。

这里要演示的就是在该级别下，读取的行版本数据是不随提交而改变的。

当前示例表ttt的记录如下：

mysql> select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

在会话1执行：

begin;update ttt set id=100 where id=1

在会话2中执行：

set @@session.tx_isolation=‘repeatable-read‘;
begin;select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

查询的结果和预期的一样，来自开启事务前最新提交的行版本数据。

回到会话1提交事务：

commit;

再回到会话2中查询：

select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

再次去会话1更新该记录：

begin;update ttt set id=1000 where id=100;commit;

再回到会话2执行查询：

select * from ttt;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+

发现结果根本就不会改变，因为会话2开启事务时获取的行版本的id=1，所以之后读取的一直都是id=1所在的行版本。

7.5 serializable

在SQL Server中，serializable隔离级别会将查询申请的共享锁持有到事务结束，且申请的锁是范围锁，范围锁的情况根据表有无索引而不同：无索引时锁定整个表，有索引时锁定某些范围，至于锁定哪些具体的范围我发现是不可控的(至少我无法推测和计算)。这样就避免了幻影读的问题。

这种问题在MariaDB/MySQL中的repeatable read级别就已经实现了，MariaDB/MySQL中的next-key锁算法在加范围锁时也分有无索引：无索引时加锁整个表(实际上不是表而是无穷大区间的行记录)，有索引时加锁部分可控的范围。

MariaDB/MySQL中的serializable其实类似于repeatable read，只不过所有的select语句会自动在后面加上lock in share mode。也就是说会对所有的读进行加锁，而不是读取行版本的快照数据，也就不再支持"一致性非锁定读"。这样就实现了串行化的事务隔离：每一个事务必须等待前一个事务(哪怕是只有查询的事务)结束后才能进行哪怕只是查询的操作。

这个隔离级别对并发性来说，显然是有点太严格了。

回到Linux系列文章大纲：http://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/p/7048359.html

回到网站架构系列文章大纲：http://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/p/7576137.html

回到数据库系列文章大纲：http://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/p/7586194.html

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