我以為我對MySQL事務很熟，直到我遇到了阿里面試官
迎面走來了一個風塵仆仆的身穿格子衫的男子，手里拿著一個MacBook Pro，看著那稀少的發量，和那從容淡定的眼神。
我心里一顫，我去，這是架構師，架構師來面我技術面，我心里頓時不淡定了，表面很穩實則心里慌得一批。
果然，他手里拿著我的簡歷，快速的掃了一下，然后用眼角余光看了一下我，上來就開問。
面試官： 看你簡歷上說精通Mysql優化方法，你先來說說你對Mysql的事務的了解吧。
我心里喜了一下，這個簡單啊，哥我可是北大(背大)的，再來面試之前，早就有準備的，二話不說，上去就是背。
我： 好的，數據庫的事務是指一組sql語句組成的數據庫邏輯處理單元，在這組的sql操作中，要么全部執行成功，要么全部執行失敗。
我： 這里的一組sql操作，舉個簡單又經典的例子就是轉賬了，事務A中要進行轉賬，那么轉出的賬號要扣錢，轉入的賬號要加錢，這兩個操作都必須同時執行成功，為了確保數據的一致性。
面試官： 剛才你提到了數據一致性，你知道事務的特性嗎？說說你的理解。
我： 在Mysql中事務的四大特性主要包含：原子性（Atomicity）、一致性（Consistent）、隔離性（Isalotion）、持久性(Durable)，簡稱為ACID。
我： 原子性是指事務的原子性操作，對數據的修改要么全部執行成功，要么全部失敗，實現事務的原子性，是基于日志的Redo/Undo機制。
我： 一致性是指執行事務前后的狀態要一致，可以理解為數據一致性。隔離性側重指事務之間相互隔離，不受影響，這個與事務設置的隔離級別有密切的關系。
我： 持久性則是指在一個事務提交后，這個事務的狀態會被持久化到數據庫中，也就是事務提交，對數據的新增、更新將會持久化到數據庫中。
我： 在我的理解中，原子性、隔離性、持久性都是為了保障一致性而存在的，一致性也是最終的目的。
心里暗自歡喜，背完了，平時背的多，面試就會說，幸好難不倒我。
面試官： 剛才你說原子性是基于日志的Redo/Undo機制，你能說一說Redo/Undo機制嗎？
啊哈？我都說了什么，不小心給自己埋了一顆大雷。不慌，哥腦子里還有貨，假裝若有所思的停了幾十秒，接著背。
我： Redo/Undo機制比較簡單，它們將所有對數據的更新操作都寫到日志中。
我： Redo log用來記錄某數據塊被修改后的值，可以用來恢復未寫入 data file 的已成功事務更新的數據；Undo log是用來記錄數據更新前的值，保證數據更新失敗能夠回滾。
我： 假如數據庫在執行的過程中，不小心崩了，可以通過該日志的方式，回滾之前已經執行成功的操作，實現事務的一致性。
面試官： 可以舉一個場景，說一下具體的實現流程嗎？
我： 可以的，假如某個時刻數據庫崩潰，在崩潰之前有事務A和事務B在執行，事務A已經提交，而事務B還未提交。當數據庫重啟進行 crash-recovery 時，就會通過Redo log將已經提交事務的更改寫到數據文件，而還沒有提交的就通過Undo log進行roll back。
面試官： 之前你還提到事務的隔離級別，你能說一說嗎？
我： 可以的，在Mysql中事務的隔離級別分為四大等級，讀未提交（READ UNCOMMITTED）、讀提交 （READ COMMITTED）、可重復讀 （REPEATABLE READ）、串行化 （SERIALIZABLE）。
我： 讀未提交會讀到另一個事務的未提交的數據，產生臟讀問題，讀提交則解決了臟讀的，出現了不可重復讀，即在一個事務任意時刻讀到的數據可能不一樣，可能會受到其它事務對數據修改提交后的影響，一般是對于update的操作。
我： 可重復讀解決了之前不可重復讀和臟讀的問題，但是由帶來了幻讀的問題，幻讀一般是針對inser操作。
我： 例如：第一個事務查詢一個User表id=100發現不存在該數據行，這時第二個事務又進來了，新增了一條id=100的數據行并且提交了事務。
我： 這時第一個事務新增一條id=100的數據行會報主鍵沖突，第一個事務再select一下，發現id=100數據行已經存在，這就是幻讀。
面試官： 小伙子你能演示一下嗎？我不太會你能教教我嗎？我電腦在這里，你演示我看一看。
男人的嘴騙人的鬼，我信你個鬼，你這糟老頭子壞得很，出來裝X總是要還的，只能默默含淚把它敲完。
我： 首先創建一個User表，最為一個測試表，測試表里面有三個字段，并插入兩條測試數據。
- CREATE TABLE User (
- id INT(11) NOT NULL PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT,
- name VARCHAR(20),
- age INTDEFAULT 0
- ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gb2312;
- INSERT INTO `user` VALUES (1, 'zhangsan', 23);
- INSERT INTO `user` VALUES (2, 'lisi', 20);
我： 在Mysql中可以先查詢一下他的默認隔離級別，可以看出Mysql的默認隔離級別是REPEATABLE-READ。
我： 先來演示一下讀未提交，先把默認的隔離級別修改為READ UNCOMMITTED。
我： 他設置隔離級別的語句中set global transaction isolation level read uncommitted，這里的global也可以換成session，global表示全局的，而session表示當前會話，也就是當前窗口有效。
我： 當設置完隔離級別后對于之前打開的會話，是無效的，要重新打開一個窗口設置隔離級別才生效。
我： 然后是開啟事務，Mysql中開啟事務有兩種方式begin/start transaction，最后提交事務執行commit，或者回滾事務rollback。
我： 在執行begin/start transaction命令，它們并不是一個事務的起點，在執行完它們后的第一個sql語句，才表示事務真正的啟動 。
我： 這里直接打開兩個新的窗口，同時開啟事務，在第一個窗口先update一個id=1的數據行name改為'非科班的科班'，執行成功。
我： 然后再第二個窗口執行兩次的查詢，分別是窗口一update之前的查詢和update之后的查詢。
我： 第一個session產生的未提交的事務的狀態就會直接影響到第二sesison，也就是臟讀。
我： 對于讀提交也是一樣的，開啟事務后，第一個事務先執行查詢數據，然后第二個session執行update操作，但是還沒有commit，這是第一個session再次select，數據并沒有改變，再第二個session執行commit之后，第一個session再次select就是改變后的數據了。
我： 這樣第一個事務的查詢結果就會收到第二事務的影響，這個也就是產生不可重復讀的問題。
面試官： 小伙子你能畫一下他執行的過程圖嗎？你講的我有點亂，我還沒有徹底明白。
我心里一萬只什么馬在飛過，欲哭無淚，這面試官真難伺候，說時遲那時快，從左屁股兜抽出筆，從右屁股兜拿出紙，開始畫。
我： 這個是讀提交的時間軸圖，讀未提交的時間軸圖，原理也一樣的，第二個select的時候數據就已經改變了。
這是面試官拿過我的圖看了一點，微微的點了點頭，嘴角露出思思的笑意，我想你這糟老頭子應該不會再刁難我了吧。
面試官： 嗯，你接著演示你的可重復讀吧。
我： 嗯，好的，然后就是可重復讀，和之前一樣的操作。
我： 將兩個session開啟為REPEATABLE READ，同時開啟事務，在第一個事務中先select，然后在第二個事務里面update數據行，可以發現即使第二個事務已經commit，第一個事務再次select數據也還是沒有改變，這就解決了不可重復讀的問題。
我： 這里有個不同的地方就是在Mysql中，默認的不可重復讀個隔離級別也解決了幻讀的問題。
我： 從上面的演示中可以看出第一個事務中先select一個id=3的數據行，這條數據行是不存在的，返回Empty set，然后第二個事務中insert一條id=3的數據行并且commit，第一個事務中再次select的，數據也好是沒有id=3的數據行。
我： 最后的串行化，樣式步驟也是一樣的，結果也和Mysql中默認的個可重復讀隔離級別的結果一樣，串行化的執行流程相當于把事務的執行過程變為順序執行，我這邊就不再做演示了。
我： 這四大等級從上到下，隔離的效果是逐漸增強，但是性能卻是越來越差。
面試官： 哦？性能越來越差？為什么會性能越來越差？你能說一說原因嗎？
哎呀，我這嘴，少說一句會死啊，這下好了，這個得說底層實現原理了，從原來的假裝若有所思，變成了真正得若有所思。
我： 這個得從Mysq的鎖說起，在Mysql中的鎖可以分為分享鎖/讀鎖（Shared Locks）、排他鎖/寫鎖（Exclusive Locks） 、間隙鎖、行鎖（Record Locks）、表鎖。
我： 在四個隔離級別中加鎖肯定是要消耗性能的，而讀未提交是沒有加任何鎖的，所以對于它來說也就是沒有隔離的效果，所以它的性能也是最好的。
我： 對于串行化加的是一把大鎖，讀的時候加共享鎖，不能寫，寫的時候，加的是排它鎖，阻塞其它事務的寫入和讀取，若是其它的事務長時間不能寫入就會直接報超時，所以它的性能也是最差的，對于它來就沒有什么并發性可言。
我： 對于讀提交和可重復讀，他們倆的實現是兼顧解決數據問題，然后又要有一定的并發行，所以在實現上鎖機制會比串行化優化很多，提高并發性，所以性能也會比較好。
我： 他們倆的底層實現采用的是MVCC（多版本并發控制）方式進行實現。
面試官： 你能先說一下先這幾個鎖的概念嗎？我不是很懂，說說你的理解。
我： 哦，好的，共享鎖是針對同一份數據，多個讀操作可以同時進行，簡單來說即讀加鎖，不能寫并且可并行讀；排他鎖針對寫操作，假如當前寫操作沒有完成，那么它會阻斷其它的寫鎖和讀鎖，即寫加鎖，其它讀寫都阻塞 。
我： 而行鎖和表鎖，是從鎖的粒度上進行劃分的，行鎖鎖定當前數據行，鎖的粒度小，加鎖慢，發生鎖沖突的概率小，并發度高，行鎖也是MyISAM和InnoDB的區別之一，InnoDB支持行鎖并且支持事務 。
我： 而表鎖則鎖的粒度大，加鎖快，開銷小，但是鎖沖突的概率大，并發度低。
我： 間隙鎖則分為兩種：Gap Locks和Next-Key Locks。Gap Locks會鎖住兩個索引之間的區間，比如select * from User where id>3 and id<5 for update，就會在區間（3，5）之間加上Gap Locks。
我： Next-Key Locks是Gap Locks+Record Locks形成閉區間鎖select * from User where id>=3 and id=<5 for update，就會在區間[3,5]之間加上Next-Key Locks。
面試官： 那Mysql中什么時候會加鎖呢？
我： 在數據庫的增、刪、改、查中，只有增、刪、改才會加上排它鎖，而只是查詢并不會加鎖，只能通過在select語句后顯式加lock in share mode或者for update來加共享鎖或者排它鎖。
面試官： 你在上面提到MVCC（多版本并發控制），你能說一說原理嗎？
我： 在實現MVCC時用到了一致性視圖，用于支持讀提交和可重復讀的實現。
我： 在實現可重復讀的隔離級別，只需要在事務開始的時候創建一致性視圖，也叫做快照，之后的查詢里都共用這個一致性視圖，后續的事務對數據的更改是對當前事務是不可見的，這樣就實現了可重復讀。
我： 而讀提交，每一個語句執行前都會重新計算出一個新的視圖，這個也是可重復讀和讀提交在MVCC實現層面上的區別。
面試官： 那你知道快照（視圖）在MVCC底層是怎么工作的嗎？
我： 在InnoDB 中每一個事務都有一個自己的事務id，并且是唯一的，遞增的 。
我： 對于Mysql中的每一個數據行都有可能存在多個版本，在每次事務更新數據的時候，都會生成一個新的數據版本，并且把自己的數據id賦值給當前版本的row trx_id。
面試官： 小伙子你可以畫個圖我看看嗎？我不是很明白。
我有什么辦法呢？完全沒辦法，只能又從屁股兜里拿出筆和紙，迅速的畫了起來，要是這次面試不過就血虧啊，浪費了我兩張紙和筆水，現在的筆和紙多貴啊，只能豁出去了。
我： 如圖中所示，假如三個事務更新了同一行數據，那么就會有對應的三個數據版本。
我： 實際上版本1、版本2并非實際物理存在的，而圖中的U1和U2實際就是undo log，這v1和v2版本是根據當前v3和undo log計算出來的。
面試官： 那對于一個快照來說，你知道它要遵循什么規則嗎？
我： 嗯，對于一個事務視圖來說除了對自己更新的總是可見，另外還有三種情況：版本未提交的，都是不可見的；版本已經提交，但是是在創建視圖之后提交的也是不可見的；版本已經提交，若是在創建視圖之前提交的是可見的。
面試官： 假如兩個事務執行寫操作，又怎么保證并發呢？
我： 假如事務1和事務2都要執行update操作，事務1先update數據行的時候，先回獲取行鎖，鎖定數據，當事務2要進行update操作的時候，也會取獲取該數據行的行鎖，但是已經被事務1占有，事務2只能wait。
我： 若是事務1長時間沒有釋放鎖，事務2就會出現超時異常 。
面試官： 這個是在update的where后的條件是在有索引的情況下吧？
我： 嗯，是的 。
面試官： 那沒有索引的條件下呢？沒辦法快速定位到數據行呢？
我： 若是沒有索引的條件下，就獲取所有行，都加上行鎖，然后Mysql會再次過濾符合條件的的行并釋放鎖，只有符合條件的行才會繼續持有鎖。
我： 這樣的性能消耗也會比較大。
面試官： 嗯嗯
此時面試官看看手表一個多鐘已經過去了，也已經到了飯點時刻，我想他應該是肚子餓了，不會繼續追問吧，兩人持續僵了三十秒，他終于開口了。
面試官： 小伙子，現在時間也已經到了飯點了，今天的面試就到此結束吧，你回去等通知吧。
我： 。。。。。。。。。。
