mysql事务概念及特性讲解
3个W原则
要么都执⾏，要么都不执⾏，它是⼀个不可分割的⼯作单位。
Why
：事务是数据库维护数据⼀致性的单位，在每个事务结束时，都能保持数据⼀致性，如积分
：事务是数据库维护数据⼀致性的单位，在每个事务结束时，都能保持数据⼀致性，如积分
总表和积分详情表要么⼀起更新、新增成功要么⼀起失败
How
：
start transaction,step 1,step2,commit/rollback
：
start transaction,step 1,step2,commit/rollback
事务的四⼤特性ACID
原⼦性（Atomicity
）：原⼦性指的是整个数据库的事务是⼀个不可分割的⼯作单位，每⼀个都应
）：原⼦性指的是整个数据库的事务是⼀个不可分割的⼯作单位，每⼀个都应
该是⼀个原⼦操作。当我们执⾏⼀个事务的时候，如果⼀系列的操作中，有⼀个操作失败
了，那么，需要将这⼀个事务中的所有操作恢复到执⾏事务之前的状态，这就是事务的原⼦
性
⼀致性（Consistency
）：
⼀致性
是指事务将数据库从⼀种状态转变为下⼀种⼀致性的状态，也就
）：
⼀致性
是指事务将数据库从⼀种状态转变为下⼀种⼀致性的状态，也就
是说在事务执⾏前后，这两种状态应该是⼀样的，也就是数据库的完整性约束不会被破坏，
另外，需要注意的是⼀致性是不关注中间状态的
相互分离的，也就是互不影响的，这就是事务的隔离性。
持久性（Durability
）：事务的
持久性
是指事务⼀旦提交，就是永久的了，就是发⽣问题，数据库
）：事务的
持久性
是指事务⼀旦提交，就是永久的了，就是发⽣问题，数据库
也是可以恢复的。因此，持久性保证事务的⾼可靠性
Mysql事务隔离级别
read uncommitted
（读取未提交数据）：即便是事务没有commit，但是其他连接仍然能读到未提
（读取未提交数据）：即便是事务没有commit，但是其他连接仍然能读到未提
交的数据，这是所有隔离级别中最低的⼀种。（会导致脏读、幻读和不可重复读）
read committed
（可以读取其他事务提交的数据）：当前会话只能读取到其他事务提交的数据，
（可以读取其他事务提交的数据）：当前会话只能读取到其他事务提交的数据，
未提交的数据读不到（导致不可重复读和幻读）
repeatable read（可重读）—MySQL
默认的隔离级别：当前会话可以重复读，就是每次读取的结
默认的隔离级别：当前会话可以重复读，就是每次读取的结
果集都相同，⽽不管其他事务有没有提交（mvcc解决幻读问题）
serializable
（串⾏化）：其他会话对该表的写操作将被挂起。可以看到，这是隔离级别中最严格
（串⾏化）：其他会话对该表的写操作将被挂起。可以看到，这是隔离级别中最严格
的，但是这样做势必对性能造成影响
Mysql脏读幻读不可重复读
脏读：所谓脏读是指⼀个事务中访问到了另外⼀个事务未提交的数据
不可重复读：⼀个事务读取同⼀条记录
2
次，得到的结果不⼀致
2
次，得到的结果不⼀致
幻读：⼀个事务读取
2
次，得到的记录条数不⼀致
2
次，得到的记录条数不⼀致
Mysql事务MVCC结构
实现原理：
InnoDB
向存储在数据库中的每⼀⾏添加两个关键字段：DATA_TRX_ID
和
InnoDB
向存储在数据库中的每⼀⾏添加两个关键字段：DATA_TRX_ID
和
DATA_ROLL_PTR 。6字节的
DATA_TRX_ID
标记了最新更新这条⾏记录的transaction id，
DATA_TRX_ID
标记了最新更新这条⾏记录的transaction id，
每处理⼀个事务，其值⾃动+1。DATA_ROLL_PTR则表示指向该⾏回滚段的指针，该⾏上所
有旧的版本，在undo
中都通过链表的形式组织，⽽该值，正式指向undo
中该⾏的历史记录链
中都通过链表的形式组织，⽽该值，正式指向undo
中该⾏的历史记录链
表
MVCC的作⽤：
每⾏数据都存在⼀个版本，每次数据更新时都更新该版本。修改时Copy
出当前版本随意修
出当前版本随意修
改，各个事务之间⽆⼲扰。把修改前的数据存放于undo log，通过回滚指针与主数据关联
修改成功（commit
）啥都不做，失败则恢复
undo log
中的数据（rollback
）
）啥都不做，失败则恢复
undo log
中的数据（rollback
）
Read View：
员：ReadView{low_trx_id, up_trx_id, trx_ids}，在并发情况下，⼀个事务在启动时，trx_sys
链表中存在部分还未提交的事务，那么哪些改变对当前事务是可⻅的，哪些⼜是不可⻅的，
这个需要通过ReadView来进⾏判定low_trx_id表示该
SQL
启动时，当前事务链表中最⼤的事
SQL
启动时，当前事务链表中最⼤的事
务id 编号，也就是最近创建的除⾃身以外最⼤事务编号；
up_trx_id表示该
SQL
启动时，当前事务链表中最⼩的事务
id
编号，也就是当前系统中创建最早
SQL
启动时，当前事务链表中最⼩的事务
id
编号，也就是当前系统中创建最早
但还未提交的事务； rx_ids表示所有事务链表中事务的
id
集合
s1: insert into user(1,”Daniel”)
id
集合
s1: insert into user(1,”Daniel”)
commit; s2: select * from user where id=1;
ReadView读取区别：
READ COMMITTED —— 每次读取数据前都⽣成⼀个
ReadView
ReadView
REPEATABLE READ —— 在第⼀次读取数据时⽣成⼀个
ReadView
ReadView
Mysql数据执⾏过程剖析
Buffer Pool是什么？
删改操作，其实主要就 是对这个内存数据结构中的缓存数据执⾏的
显示缓存区⼤⼩
show global variables like ‘innodb_buffer_pool_size’;
show global variables like ‘innodb_buffer_pool_size’;
Mysql 重要特性redo log和undo log
InnoDB
使⽤
undo
、
redo log
来保证事务原⼦性、⼀致性及持久性，同时采⽤预写⽇志⽅式将随机
使⽤
undo
、
redo log
来保证事务原⼦性、⼀致性及持久性，同时采⽤预写⽇志⽅式将随机
写⼊变成顺序追加写⼊，提升事务性能
undo log
：
：
作⽤：记录事务变更前的状态。操作数据之前，先将数据备份到undo log
，然后进⾏数据修改，如
，然后进⾏数据修改，如
果出现错误或⽤户执⾏了rollback
语句，则系统就可以利⽤
undo log
中的备份数据恢复到事务
语句，则系统就可以利⽤
undo log
中的备份数据恢复到事务
开始之前的状态。
内容：逻辑格式的⽇志，在执⾏
undo
的时候，仅仅是将数据从逻辑上恢复⾄事务之前的状态，⽽
undo
的时候，仅仅是将数据从逻辑上恢复⾄事务之前的状态，⽽
不是从物理⻚⾯上操作实现的
⽂件位置：位于数据库的
data
⽬录下的
ibdata
data
⽬录下的
ibdata
redo log
：
：
作⽤：记录事务变更后的状态。在事务提交前，只要将
redo log持久化即可，数据在内存中变更。
redo log持久化即可，数据在内存中变更。
当系统崩溃时，虽然数据没有落盘，但是redo log
已持久化，系统可以根据
redo Log的内容，
已持久化，系统可以根据
redo Log的内容，
将所有数据恢复到最新的状态。
内容：物理格式的⽇志，记录的是物理数据⻚⾯的修改的信息，其redo log
是顺序写⼊
redo log file
是顺序写⼊
redo log file
的物理⽂件中去的
⽂件位置：位于数据库的
data
⽬录下的 ib_logfile1&ib_logfile2
data
⽬录下的 ib_logfile1&ib_logfile2
checkpoint:
随着时间的积累，
redo Log
会变的很⼤很⼤。如果每次都从第⼀条记录开始恢复，恢
随着时间的积累，
redo Log
会变的很⼤很⼤。如果每次都从第⼀条记录开始恢复，恢
复的过程就会很慢。为了减少恢复的时间，就引⼊了checkpoint
机制。定期将databuffer的内
机制。定期将databuffer的内
容刷新到磁盘datafile
内，然后清除checkpoint之前的
redo log
。
内，然后清除checkpoint之前的
redo log
。
恢复：
InnoDB
通过加载最新快照，然后重做
checkpoint
之后所有事务（包括未提交和回滚了的），
InnoDB
通过加载最新快照，然后重做
checkpoint
之后所有事务（包括未提交和回滚了的），
再通过undo log回滚那些未提交的事务，来完成数据恢复
InndoBD doublewrite机制
双重写⼊缓冲区，
InnoDB
使⽤⼀种称为
doublewrite
的⽂件刷新技术。在将 ⻚
写⼊
数据⽂件
之
InnoDB
使⽤⼀种称为
doublewrite
的⽂件刷新技术。在将 ⻚
写⼊
数据⽂件
之
前，InnoDB
⾸先将它们写⼊称为 doublewrite
缓冲区的存储区域
⾸先将它们写⼊称为 doublewrite
缓冲区的存储区域
作⽤：提⾼
innodb
的可靠性，⽤来解决部分写失败
(partial page write⻚断裂
)
。在⻚⾯写⼊过程中
innodb
的可靠性，⽤来解决部分写失败
(partial page write⻚断裂
)
。在⻚⾯写⼊过程中
发⽣ os
，存储⼦系统或
mysqld
进程崩溃，则InnoDB
随后可以在
“
崩溃恢复
”
期间从
，存储⼦系统或
mysqld
进程崩溃，则InnoDB
随后可以在
“
崩溃恢复
”
期间从
doublewrite 缓冲区中找到该⻚⾯的良好副本。
doublewrite⼯作机制
带来的问题：
double write是⼀个buffer,
但其实它是开在物理⽂件上的⼀个buffer,
其实也就是
file,
所以它会
但其实它是开在物理⽂件上的⼀个buffer,
其实也就是
file,
所以它会
导致系统有更多的fsync
操作,
⽽硬盘的
fsync
性能是很慢的
,
所以它会降低
mysql
的整体性能。
操作,
⽽硬盘的
fsync
性能是很慢的
,
所以它会降低
mysql
的整体性能。
doublewrite buffer写⼊磁盘共享表空间这个过程是连续存储，是顺序写，性能⾮常⾼，(
约占
约占
写的%10)
，牺牲⼀点写性能来保证数据⻚的完整还是很有必要的。
，牺牲⼀点写性能来保证数据⻚的完整还是很有必要的。
配置
doublewrite ：show variables like ‘%double%’;
doublewrite ：show variables like ‘%double%’;
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