MySQL操作之事务管理
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|---|---|---|
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23 | MyBatis-Plus | MyBatis-plus配置自定义SQL(执行用户传入SQL) |
24 | MyBatis-Plus | Mybatis-Plus(连接Hive) |
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一、概念
1.1 简介
事务就是针对数据库的一组操作。由一条或者多条SQL语句组成，同一个事务的操作具备同步的特点，如果其中的一条语句无法执行，那么所有的语句都不会执行。
重点：
- 也就是说事务中的语句要不都执行，要不都不执行。
- 在MySQL中直接书写的SQL语句都是自动提交的。
ROLLBACK语句，只能针对未提交的事务执行回滚操作。已提交的事务是不能回滚的。- 事务的4个特性：原子性、一致性、隔离性、持久性
1.2 事务的4个特性
1 原子性
- 是指一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元，只有事务中所有的数据库操作都执行成功，才算整个事务都执行成功，事务中如果有任何一个SQL执行失败，已经执行成功的也必须要被撤销，数据库的状态要退回到执行事务前的状态。
- ?个事务的执?被视为?个不可分割的最?单元。事务??的操作，要么全部成功执?，要么全部失败回滚，不可以只执?其中的?部分。
2 一致性
?个事务的执?不应该破坏数据库的完整性约束。如果上述例?中第2个操作执?后系统崩溃，保证A和B的?钱总计是不会变的。
3 隔离性
还可以被称为并发控制、可串行化、锁等。当多个用户访问数据库时，数据库为每一个用户开启的事务，不能被其它事务的操作数据所干扰，多个并发事务之间要相互隔离。
4 持久性
事务一旦提交，其所作的修改就会永久的保存在数据库中，即使数据库发生故障也不应该对其有任何影响。
事务提交之后，需要将提交的事务持久化到磁盘。即使系统崩溃，提交的数据也不应该丢失。
二、事务的提交、回滚
- 事务的操作是手动开启的，操完完成后，一定要提交事务。
- 没有提交事务
COMMIT，重新连接后，数据库结果将回到开启事务前，也就是更新操作未保存。
开启事务
START TRANSACTION;提交事务
COMMIT;回滚事务：
- 在操作一个事务时，假如发现不合理可以，未提交之前
COMMIT可以回滚事务ROLLBACK。
ROLLBACK;案例：
START TRANSACTION;
UPDATE account SET money = money - 100 WHERE name = 'zhangsan';
COMMIT;三、事务的隔离级别
数据库是多线程并发访问的，很容易出现多个线程同时开启事务的情况，会出现脏读、重复读和幻读等，为避免这些情况，需要设置一定的事务隔离级别。
3.1 并发问题
1.脏读
脏读是指在?个事务处理过程?读取了另?个未提交的事务中的数据。
也就是不能读到前?个事务未完成,未commit的数据。只有commit后才能读到更新后的数据，没有commit，则还是之前的数据。
2. 不可重复读
线程1：在当前线程内，多次读，结果不?致(读到了另?事务update的数据)
不可重复读是指在对于数据库中的某个数据，?个事务范围内多次查询却返回了不同的数据值，这是由于在查询间隔，被另?个事务修改并提交了,主要是针对update。
3.幻读
在当前线程内，多次读，结果不?致(读到了另?事务insert的数据)
例如事务T1对?个表中所有的?的某个数据项做了从“1”修改为“2”的操作，这时事务T2?对这个表中插入了??数据项，?这个数据项的数值还是为“1”并且提交给数据库。?操作事务T1的?户如果再查看刚刚修改的数据，会发现还有??没有修改，其实这?是从事务T2中添加的，就好像产?幻觉?样，这就是发?了幻读。幻读主要是针对insert与delete。
3.3 事务隔离级别
READ UNCOMMITTED（读未提交）：
事务中的修改，即使没有提交，在其他事务也都是可?的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读。
READ COMMITTED（读已提交）：
?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?的。这个级别有时候也叫做不可重复读，因为两次执?相同的查询，可能会得到不?样的结果。因为在这2次读之间可能有其他事务更改这个数据，每次读到的数据都是已经提交的。
REPEATABLE READ（可重复读）：
解决了脏读，也保证了在同?个事务中多次读取同样记录的结果是?致的。但是理论上，可重读读隔离级别还是?法解决另外?个幻读的问题，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外?个事务也在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围内的记录时，会产?幻?。
SERIALIZABLE（可串?化）：
它通过强制事务串?执?，避免了前?说的幻读的问题。
3.3 查询/设置事务隔离级别
脏读：（脏读是指在?个事务处理过程?读取了另?个未提交的事务中的数据。）
查看事务隔离界别
select @@tx_isolation;设置事务隔离级别
set session transation isolation level read uncommitted;
四、InnoBD 可重复读隔离级别下如何避免幻读
- 表象：快照读（非阻塞读）–伪MVCC
- 内在：next—key锁（行锁+gap锁）
当前读和快照读：
- 当前读：select…lock in share mode ,select … for update
- 当前读：update，delete，insert 加了锁的增删改查语句。
- 快照读：不加锁的非阻塞读，select
当前读：
? 当前读就是加了锁的增删改查语句，不管上的是共享锁还是排它锁上的都是当前读，因为它读取的是最新版本，读取后还保证其它并发事务不能读取当前记录。对读取的记录加锁，除了select lock… 会加共享锁之外，其它的操作加的都是排它锁。
update、delete、insert 也都是当前读，RDBMS主要由程序实例和存储组成，如图所示。程序实例在这里指的是mysqlServer的程序实例，存储就是InnoDB。
拿update来举个例子：
? 当update发送给mysql之后，mysqlServer会根据where读取第一条满足where的条件记录，InnoDB会将第一条数据返回并加锁。mysqlServer收到加锁的记录后会发起一个update操作，去更新这条记录，一条记录读取完成后再去读取下一条记录，直至没有满足条件的记录出现。
? update操作就包括一个当前读来获取数据的最新版本，就如之前在已提交读的隔离级别下出现的幻读的情况一样，由于先前事务新提交了一个数据，当前事务update全表的时候就莫名其妙多了一条数据，即读取到了数据的最新版本，同理delete也一样，insert会稍有不同，简单来说insert会触发唯一键的检查，也会进行一个当前读。
快照读：
? 快照读与当前读不太一样，它就是简单的select操作，不加锁，是在隔离级别不在串行化的条件下实现的，在serializable下由于是串行读，所以快照读也退化成当前读的lock in share mode的模型。
? 之所以出现快照读是基于提升并发性能的考虑，快照读的实现是基于多半版并发控制即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，但是快照读读取的可能不是最新版本，是历史版本。
在Read committed(读已提交)情况下当前读和快照读读到的数据是一样的。
在Repeatable read（可重复读）的情况下
情况1：
? session1、session2都开启事务，先在session1中读取账户余额发现是600，在session2中修改账户余额为300，再在session1中用当前读查看账户余额为300，用快照读查询账户余额还是600。图中第一条语句为快照读，第二条语句为当前读。这里快照读读到的就是历史版本。
情况2：
? session1、ession2都开启事务，我们在session2中更新账户余额，在session1中当前读与快照读查询到的都是最新版本。
? 在RR级别下可以让我们看不到幻读，是因为采用了伪MVCC机制，关于伪MVCC机制更多的可以去看第五章，其实伪MVCC机制有一些掩耳盗铃的感觉，已经做了更改就是看不见，真正实现避免幻读的还是使用了间隙锁。