前言

说到数据库事务，很多人就会想事务的ACID即原子性，一致性，隔离性，持久性，以及事物的四个隔离级别，但是并不是很明白为什么要用这四个特性来保证事务，以及事务的隔离级别是怎么产生的？包括LZ之前看《高性能MySQL》关于事务的介绍也是一脸蒙蔽，因为太抽象了。偶然在慕课网上看到《在线分布式数据库原理与实践》这个视频，讲的挺不错的。特地总结一波，分享一下，相信读完本文你可以轻松理解这些概念

事务简介

我们在写Java程序，遇到并发问题时，会想到用锁来解决。数据库遇到并发问题怎么解决呢？答案就是事务，事务的本质就是锁和并发的结合体

单个事务单元

举个例子Bob给smith转账100块，会有如下几个操作

这里需要对Bob账户和Smith账户进行加锁保证只有一个线程可以操作这些账户

例如，这里线程1进去以后，线程2和线程3就会在外面等待，这样就保证了只有线程1能看到中间状态，如从Bob账户减去100还没来得及给Smith账户加上，此时Bob账户为0，Smith账户也为0，而线程2和3只能看到要么Bob有100块，要么Smith有100块。这样事务就保证了一致性，即要么Bob有100块，要么Smith有100块，而不会有中间状态

一组事务单元

假如我们现在有3个事务单元

Bob给Smith100块

Smith给joe100块

Smith给Bob100块

因为有对共同账户的锁定，所以在上一个事务没有完成时，下个事务只能排队等待，这样性能是很低的

前人总结了事务单元之间的Happen-before关系，只有如下四种

读写，写读，读读，写写 ，事务如何保证上面四种操作的逻辑顺序的同时用最快的速度完成？

排队法（序列化读写）

将所有的请求放到一个队列里面，从队头执行到队尾、

优势：不需要冲突控制

排他锁（针对同一个单元的访问进行控制）

原来我们是将所有的请求放在一个队列，能不能放在不同队列中呢？例如Bob给Smith100块，Joe给Lisa100块，这个2个不同的事务单元，完全可以并行起来，如何做呢？直接加锁就可以

如果Bob给Smith100块，Smith给Bob100块，因为这2个事务有共享单元，所以不能并行

读写锁

上面我们已经提到事务之间的Happen-before关系只有四种，读写，写读，读读，写写，如果把读锁和写锁分离开，就可以让读并行，对于读多写少的任务就可以提高并行度

MVCC

现在主流的数据库实现是MVCC（多版本并发控制）

本质就是copy on write，能够做到写不阻塞读

MVCC能够做到写读不冲突，读读不冲突，读写也不冲突，唯一冲突的就是写和写，这样系统并发读就可以非常高

MVCC 提供了时点（point in time）一致性视图。MVCC 并发控制下的读事务一般使用时间戳或者事务 ID去标记当前读的数据库的状态（版本），读取这个版本的数据。读、写事务相互隔离，不需要加锁。读写并存的时候，写操作会根据目前数据库的状态，创建一个新版本，并发的读则依旧访问旧版本的数据

一句话讲，MVCC就是用 同一份数据临时保留多版本的方式 ，实现并发控制

深入单机事务

我们来看一下事务的ACID（原子性，一致性，隔离性，持久性）

原子性

原子性：一个事务要么同时成功，要么同时失败

以前面的Bob给Smith转账为例，我们换一个视角，从数据库角度看，数据库存储的版本有哪几个？

如上图列出了所有的状态，以第二个步骤为例，转账时发现Smith这个账户并不存在，则状态需要回滚到ver1，该怎么回滚呢？其实当每次操作时，数据库会记录回滚段（即上图的undo信息），当需要回滚时按照undo信息回滚即可，假如ver3事务提交超时，则先将ver3回滚到ver2，再将ver2回滚到ver1即可，这就是事务的原子性，即要么Bob有100块，Smith有0块，要么Bob有0块，Smith有100块

原子性的语意只保证记了一个回滚段，这个回滚段能回滚到之前的版本，接着来说一致性，为什么需要一致性呢？接着上面再举个例子

假如说执行到ver2的时候，有另外一个进程将Smith的钱加到300，那么当事务1回滚的时候，会将Smith的钱改为0，Smith的300块就不翼而飞了，但是从原子性的定义来说它并不关心这个事，它只负责记录undo日志能回滚就行

一致性

一致性的核心是Can（happen before）

如图，当多个事务单元执行时，视点关系有三种，一个事务在另一个事务之前或者之后发生（视点1和视点2），和两个事务同时发生（视点3），上文已经说到当事务1执行到ver2时，事务2对Smith账户进行了修改，当事务1回滚的时候会造成数据不一致的情况，为了避免这种情况，所以事务1会在操作时加锁，这样就会将视点3的请求上移到视点1，因为视点3获取不到Bob和Smith的锁，被迫等待。

这样做其实就是将所有的请求排队的过程，当然不是一个队列，因为会将锁下退到每个数据之上的，上文已经提到，一致性能保证看到系统内的所有更改，但是如果这样做，系统的并发是上不来的。例如，如果有一个事务锁定了这2个账号，其他所有的对这个2个账号的操作都不可能并行，只能等在外面。这样系统不得不选择另外一个概念，隔离性。

隔离性

隔离性：以性能为理由，对一致性的破坏

事务的隔离级别有4个SERIALIZABLE（可串行化），REPEATABLE READ(可重复读)，READ COMMITTED（提交读）,READ UNCOMMITTED（未提交读）

排他锁

如果要保证一致性，只要保证事务的happen-before关系即可，但是当要保证对一个事务单元的绝对的强一致性，只有将所有的事务排队，这就是隔离级别中的可串性化（SERIALIZABLE），用排他锁保证单位时间只能有一个事务进来，当然性能非常低

读写锁

读写锁有2个隔离级别，可重复读（REPEATABLE READ），提交读（READ COMMITTED），这2个隔离级别是怎么产生的？

读写锁有一个很重要的概念（或者选择），读锁能不能别写锁升级，即当对一个事务单元加了一个读锁的时候，如果有新的写进来，这个读要不要放开，让写进去。

当读锁不能被写锁升级时，只能做到读读可并行，即可重读级别，这样并不能完美的提高系统性能，于是有另外一个隔离级别出来，这个隔离级别就是提交读

提交读这个隔离级别，读锁可以被写锁升级，如当2个读针对一个事务单元加了一个读锁的时候，一个新的写来了，允许写请求将读锁升级为写请求，这样可以做到读读并行，读写并行（写读还不能哦）

说一下可重复读和提交读的区别，如果事务有2个并行的读，第二个人可以读到之前一个人读到的数据，这就叫可重复读。但如果读写可以并行，会出现如下情况，第一次读到版本号为1的数据，第二次写是并行的，可以更新到这个数据，如果再次读这个数据，可能读到的数据版本是不同的，于是就会出现不可重复读。

只加写锁，不加读锁

未提交读这个隔离级别就是只加写锁，不加读锁，这样可以做到读读并行，读写并行，写读并行

读读并行，读写并行

写读并行（由上一步转化）

写读并行（由上一步转化）

问题：可能读到写过程中的数据，因为读没有加锁，只加了一个写锁，所以可能读到内部没有提交完成的数据，所以一般不用这个隔离级别，因为会读到中间状态

持久性

事务完成以后，该事务对数据库所做的更改便持久的保存在数据库之中

后记

最后附上《高性能MySQL》中对隔离级别的定义，加深理解

READ UNCOMMITTED（未提交读）

在READ UNCOMMITTED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，这也被称为脏读（Dirty Read）。这个级别会导致很多问题，从性能上来说，READ UNCOMMITTED不会比其他的级别好太多，但却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使用。

READ COMMITTED（提交读）

大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMTTED（但MySQL不是）。READ COMMITTED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”已经提交的事务所做的修改。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。这个级别有时候叫做不可重复读（nonrepeatble read），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)

REPEATABLE READ解决了脏读的问题。该隔离级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录结果是一致的。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（Phantom Read）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，另一个事务又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的记录时，会产生幻行（Phantom Row）。InnoDB和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）解决了幻读的问题。

SERIALIZABLE（可串行化）

SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它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，SERIALIZABLE会在读取每一行数据都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用问题。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。