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一、MySQL事务
InnoDB存储引擎中的事务完全符合ACID的特性。ACID是以下4个词的缩写：
- 原子性（atomicity）
- 一致性（consistency）
- 隔离性（isolation）
- 持久性（durability）
1、认识事务
1.1 概述
事务可由一条非常简单的SQL语句组成，也可以由一组复杂的SQL语句组成。事务是访问并更新数据库中各种数据项的一个程序执行单元。在事务中的操作，要么都做修改，要么都不做，这就是事务的目的，也是事务模型区别与文件系统的重要特征之一。
对于InnoDB存储引擎而言，其默认的事务隔离级别为READ REPEATABLE，完全遵循和满足事务的ACID特性。
A（Atomicity），原子性指整个数据库事务是不可分割的工作单位。只有使事务中所有的数据库操作都执行成功，才算整个事务成功。事务中任何一个SQL语句执行失败，已经执行成功的SQL语句也必须撤销，数据库状态应该退回到执行事务前的状态。
C（consistency），一致性指事务将数据库从一种状态转变为下一种一致的状态。在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性约束没有被破坏。例如，在表中有一个字段为姓名，为唯一约束，即在表中姓名不能重复。如果一个事务对姓名字段进行了修改，但是在事务提交或事务操作发生回滚后，表中的姓名变得非唯一了，这就破坏了事务的一致性要求，即事务将数据库从一种状态变为了一种不一致的状态。
I（isolation），隔离性还有其他的称呼，如并发控制（concurrency control）、可串行化（serializability）、锁（locking）等。事务的隔离性要求每个读写事务的对象对其他事务的操作对象能相互分离，即该事务提交前对其他事务都不可见，通常这使用锁来实现。
D（durability），持久性。事务一旦提交，其结果就是永久性的。即使发生宕机等故障，数据库也能将数据恢复。需要注意的是，只能从事务本身的角度来保证结果的永久性。例如，在事务提交后，所有的变化都是永久的。即使当数据库因为崩溃而需要恢复时，也能保证恢复后提交的数据都不会丢失。但若不是数据库本身发生故障，而是一些外部的原因，如RAID卡损坏、自然灾害等原因导致数据库发生问题，那么所有提交的数据可能都会丢失。
1.2 分类
从事务理论的角度来说，可以把事务分为以下几种类型：
- 扁平事务（Flat Transactions）
- 带有保存点的扁平事务（Flat Transactions with Savepoints）
- 链事务（Chained Transactions）
- 嵌套事务（Nested Transactions）
- 分布式事务（Distributed Transactions）
扁平事务（Flat Transaction）是事务类型中最简单的一种，但在实际生产环境中，这可能是使用最为频繁的事务。在扁平事务中，所有操作都处于同一层次，其由BEGIN WORK开始，由COMMIT WORK或ROLLBACK WORK结束，其间的操作是原子的，要么都执行，要么都回滚。因此扁平事务是应用程序成为原子操作的基本组成模块。
带有保存点的扁平事务（Flat Transactions with Savepoint），除了支持扁平事务支持的操作外，允许在事务执行过程中回滚到同一事务中较早的一个状态。这是因为某些事务可能在执行过程中出现的错误并不会导致所有的操作都无效，放弃整个事务不合乎要求，开销也太大。保存点（Savepoint）用来通知系统应该记住事务当前的状态，以便当之后发生错误时，事务能回到保存点当时的状态。
对于扁平的事务来说，其隐式地设置了一个保存点。然而在整个事务中，只有这一个保存点，因此，回滚只能回滚到事务开始时的状态。
链事务（Chained Transaction）可视为保存点模式的一种变种。带有保存点的扁平事务，当发生系统崩溃时，所有的保存点都将消失，因为其保存点是易失的（volatile），而非持久的（persistent）。这意味着当进行恢复时，事务需要从开始处重新执行，而不能从最近的一个保存点继续执行。
链事务的思想是：在提交一个事务时，释放不需要的数据对象，将必要的处理上下文隐式地传给下一个要开始的事务。注意，提交事务操作和开始下一个事务操作将合并为一个原子操作。
分布式事务（Distributed Transactions）通常是一个在分布式环境下运行的扁平事务，因此需要根据数据所在位置访问网络中的不同节点。
假设一个用户在ATM机进行银行的转账操作，例如持卡人从招商银行的储蓄卡转账10 000元到工商银行的储蓄卡。在这种情况下，可以将ATM机视为节点A，招商银行的后台数据库视为节点B，工商银行的后台数据库视为C，这个转账的操作可分解为以下的步骤：
- 1）节点A发出转账命令。
- 2）节点B执行储蓄卡中的余额值减去10 000。
- 3）节点C执行储蓄卡中的余额值加上10 000。
- 4）节点A通知用户操作完成或者节点A通知用户操作失败。
需要使用分布式事务，因为节点A不能通过调用一台数据库就完成任务。其需要访问网络中两个节点的数据库，而在每个节点的数据库执行的事务操作又都是扁平的。对于分布式事务，其同样需要满足ACID特性，要么都发生，要么都失效。
2、事务的实现
事务隔离性由锁来实现。原子性、一致性、持久性通过数据库的redo log和undo log来完成。redo log称为重做日志，用来保证事务的原子性和持久性。undo log用来保证事务的一致性。
redo和undo的作用都可以视为是一种恢复操作，redo恢复提交事务修改的页操作，而undo回滚行记录到某个特定版本。因此两者记录的内容不同，redo通常是物理日志，记录的是页的物理修改操作。undo是逻辑日志，根据每行记录进行记录。
2.1 redo
1.基本概念
重做日志用来实现事务的持久性，即事务ACID中的D。其由两部分组成：
- 一是内存中的重做日志缓冲（redo log buffer），其是易失的；
- 二是重做日志文件（redo log file），其是持久的。
InnoDB是事务的存储引擎，其通过Force Log at Commit机制实现事务的持久性，即当事务提交（COMMIT）时，必须先将该事务的所有日志写入到重做日志文件进行持久化，待事务的COMMIT操作完成才算完成。
在InnoDB存储引擎中，由两部分组成，即redo log和undo log。redo log用来保证事务的持久性，undo log用来帮助事务回滚及MVCC的功能。redo log基本上都是顺序写的，在数据库运行时不需要对redo log的文件进行读取操作。而undo log是需要进行随机读写的。
为了确保每次日志都写入重做日志文件，在每次将重做日志缓冲写入重做日志文件后，InnoDB存储引擎都需要调用一次fsync操作。由于重做日志文件打开并没有使用O_DIRECT选项，因此重做日志缓冲先写入文件系统缓存。为了确保重做日志写入磁盘，必须进行一次fsync操作。由于fsync的效率取决于磁盘的性能，因此磁盘的性能决定了事务提交的性能，也就是数据库的性能。
参数innodb_flush_log_at_trx_commit用来控制重做日志刷新到磁盘的策略。该参数的默认值为1，表示事务提交时必须调用一次fsync操作。还可以设置该参数的值为0和2。0表示事务提交时不进行写入重做日志操作，这个操作仅在master thread中完成，而在master thread中每1秒会进行一次重做日志文件的fsync操作。2表示事务提交时将重做日志写入重做日志文件，但仅写入文件系统的缓存中，不进行fsync操作。
CREATE TABLE test_load(
a INT,
b CHAR(80)
)ENGINE=INNODB;
DELIMITER//
CREATE PROCEDURE p_load(count INT UNSIGNED)
BEGIN
DECLARE s INT UNSIGNED DEFAULT 1;
DECLARE c CHAR(80)DEFAULT REPEAT('a',80);
WHILE s＜=count DO
INSERT INTO test_load SELECT NULL,c;
COMMIT;
SET s=s+1;
END WHILE;
END;
//
DELIMITER;
存储过程p_load的作用是将数据不断地插入表test_load中，并且每插入一条就进行一次显式的COMMIT操作。在默认的设置下，即参数innodb_flush_log_at_trx_commit为1的情况下，InnoDB存储引擎会将重做日志缓冲中的日志写入文件，并调用一次fsync操作。如果执行命令CALL p_load（500 000），则会向表中插入50万行的记录，并执行50万次的fsync操作
mysql＞CALL p_load(500000);
Query OK,0 rows affected(1 min 53.11 sec)
造成时间比较长的原因就在于fsync操作所需的时间。接着来看将参数innodb_flush_log_at_trx_commit设置为0的情况：
mysql＞SHOW VARIABLES LIKE'innodb_flush_log_at_trx_commit'\G
***************************1.row***************************
Variable_name:innodb_flush_log_at_trx_commit
Value:0
1 row in set(0.00 sec)
mysql＞CALL p_load(500000);
Query OK,0 rows affected(13.90 sec)
可以看到将参数innodb_flush_log_at_trx_commit设置为0后，插入50万行记录的时间缩短为了13.90秒，差不多是之前的12%。而形成这个现象的主要原因是：后者大大减少了fsync的次数，从而提高了数据库执行的性能。
虽然用户可以通过设置参数innodb_flush_log_at_trx_commit为0或2来提高事务提交的性能，但是需要牢记的是，这种设置方法丧失了事务的ACID特性。为了提高事务的提交性能，应该在将50万行记录插入表后进行一次的COMMIT操作，而不是在每插入一条记录后进行一次COMMIT操作。这样做的好处是还可以使事务方法在回滚时回滚到事务最开始的确定状态。
2.log block
在InnoDB存储引擎中，重做日志都是以512字节进行存储的。这意味着重做日志缓存、重做日志文件都是以块（block）的方式进行保存的，称之为重做日志块（redo log block），每块的大小为512字节。
若一个页中产生的重做日志数量大于512字节，那么需要分割为多个重做日志块进行存储。此外，由于重做日志块的大小和磁盘扇区大小一样，都是512字节，因此重做日志的写入可以保证原子性，不需要doublewrite技术。
重做日志缓存由每个为512字节大小的日志块所组成。日志块由三部分组成，依次为日志块头（log block header）、日志内容（log body）、日志块尾（log block tailer）。
3.log group
log group是一个逻辑上的概念，并没有一个实际存储的物理文件来表示log group信息。log group由多个重做日志文件组成，每个log group中的日志文件大小是相同的。
重做日志文件中存储的就是之前在log buffer中保存的log block，因此其也是根据块的方式进行物理存储的管理，每个块的大小与log block一样，同样为512字节。在InnoDB存储引擎运行过程中，log buffer根据一定的规则将内存中的log block刷新到磁盘。这个规则具体是：
- 事务提交时
- 当log buffer中有一半的内存空间已经被使用时
- log checkpoint时
4.重做日志格式
不同的数据库操作会有对应的重做日志格式。此外，由于InnoDB存储引擎的存储管理是基于页的，故其重做日志格式也是基于页的。虽然有着不同的重做日志格式，但是它们有着通用的头部格式。
通用的头部格式由以下3部分组成：
- redo_log_type：重做日志的类型。
- space：表空间的ID。
- page_no：页的偏移量。
redo log body的部分，根据重做日志类型的不同，会有不同的存储内容。
2.2 undo
1.基本概念
重做日志记录了事务的行为，可以很好地通过其对页进行“重做”操作。但是事务有时还需要进行回滚操作，这时就需要undo。因此在对数据库进行修改时，InnoDB存储引擎不但会产生redo，还会产生一定量的undo。这样如果用户执行的事务或语句由于某种原因失败了，又或者用户用一条ROLLBACK语句请求回滚，就可以利用这些undo信息将数据回滚到修改之前的样子。
undo是逻辑日志，因此只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子。所有修改都被逻辑地取消了，但是数据结构和页本身在回滚之后可能大不相同。比如，一个事务在修改当前一个页中某几条记录，同时还有别的事务在对同一个页中另几条记录进行修改。因此，不能将一个页回滚到事务开始的样子，因为这样会影响其他事务正在进行的工作。
除了回滚操作，undo的另一个作用是MVCC，即在InnoDB存储引擎中MVCC的实现是通过undo来完成。当用户读取一行记录时，若该记录已经被其他事务占用，当前事务可以通过undo读取之前的行版本信息，以此实现非锁定读取。
2.undo存储管理
InnoDB存储引擎对undo的管理同样采用段的方式。但是这个段和之前介绍的段有所不同。首先InnoDB存储引擎有rollback segment，每个回滚段种记录了1024个undo log segment，而在每个undo log segment段中进行undo页的申请。共享表空间偏移量为5的页（0，5）记录了所有rollback segment header所在的页，这个页的类型为FIL_PAGE_TYPE_SYS。
需要特别注意的是，事务在undo log segment分配页并写入undo log的这个过程同样需要写入重做日志。当事务提交时，InnoDB存储引擎会做以下两件事情：
- 将undo log放入列表中，以供之后的purge操作
- 判断undo log所在的页是否可以重用，若可以分配给下个事务使用
事务提交后并不能马上删除undo log及undo log所在的页。这是因为可能还有其他事务需要通过undo log来得到行记录之前的版本（MVCC）。故事务提交时将undo log放入一个链表中，是否可以最终删除undo log及undo log所在页由purge线程来判断。
此外，若为每一个事务分配一个单独的undo页会非常浪费存储空间，特别是对于OLTP的应用类型。因此，在InnoDB存储引擎的设计中对undo页可以进行重用。具体来说，当事务提交时，首先将undo log放入链表中，然后判断undo页的使用空间是否小于3/4，若是则表示该undo页可以被重用，之后新的undo log记录在当前undo log的后面。由于存放undo log的列表是以记录进行组织的，而undo页可能存放着不同事务的undo log，因此purge操作需要涉及磁盘的离散读取操作，是一个比较缓慢的过程。
可以通过命令SHOW ENGINE INNODB STATUS来查看链表中undo log的数量，如：
mysql＞SHOW ENGINE INNODB STATUS\G;
***************************1.row***************************
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 3000
Purge done for trx's n:o＜2C03 undo n:o＜0
History list length 12
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 0,not started
MySQL thread id 1,OS thread handle 0x1500f1000,query id 4 localhost root
show engine innodb status
3.undo log格式
在InnoDB存储引擎中，undo log分为：
- insert undo log
- update undo log
insert undo log是指在insert操作中产生的undo log。因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见（这是事务隔离性的要求），故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作。
pdate undo log记录的是对delete和update操作产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。
2.3 purge
delete和update操作可能并不直接删除原有的数据。
DELETE FROM t WHERE a=1;
表t上列a有聚集索引，列b上有辅助索引。对于上述的delete操作，通过前面关于undo log的介绍已经知道仅是将主键列等于1的记录delete flag设置为1，记录并没有被删除，即记录还是存在于B+树中。其次，对辅助索引上a等于1，b等于1的记录同样没有做任何处理，甚至没有产生undo log。而真正删除这行记录的操作其实被“延时”了，最终在purge操作中完成。
purge用于最终完成delete和update操作。这样设计是因为InnoDB存储引擎支持MVCC，所以记录不能在事务提交时立即进行处理。这时其他事物可能正在引用这行，故InnoDB存储引擎需要保存记录之前的版本。而是否可以删除该条记录通过purge来进行判断。若该行记录已不被任何其他事务引用，那么就可以进行真正的delete操作。
为了节省存储空间，InnoDB存储引擎的undo log设计是这样的：一个页上允许多个事务的undo log存在。虽然这不代表事务在全局过程中提交的顺序，但是后面的事务产生的undo log总在最后。此外，InnoDB存储引擎还有一个history列表，它根据事务提交的顺序，将undo log进行链接。
在InnoDB存储引擎的设计中，先提交的事务总在尾端。undo page存放了undo log，由于可以重用，因此一个undo page中可能存放了多个不同事务的undo log。trx5的灰色阴影表示该undo log还被其他事务引用。
全局动态参数innodb_purge_batch_size用来设置每次purge操作需要清理的undo page数量。
2.4 group commit
若事务为非只读事务，则每次事务提交时需要进行一次fsync操作，以此保证重做日志都已经写入磁盘。当数据库发生宕机时，可以通过重做日志进行恢复。虽然固态硬盘的出现提高了磁盘的性能，然而磁盘的fsync性能是有限的。为了提高磁盘fsync的效率，当前数据库都提供了group commit的功能，即一次fsync可以刷新确保多个事务日志被写入文件。对于InnoDB存储引擎来说，事务提交时会进行两个阶段的操作：
- 1）修改内存中事务对应的信息，并且将日志写入重做日志缓冲。
- 2）调用fsync将确保日志都从重做日志缓冲写入磁盘。
步骤2）相对步骤1）是一个较慢的过程，这是因为存储引擎需要与磁盘打交道。但当有事务进行这个过程时，其他事务可以进行步骤1）的操作，正在提交的事物完成提交操作后，再次进行步骤2）时，可以将多个事务的重做日志通过一次fsync刷新到磁盘，这样就大大地减少了磁盘的压力，从而提高了数据库的整体性能。
3、事务控制语句
在MySQL命令行的默认设置下，事务都是自动提交（auto commit）的，即执行SQL语句后就会马上执行COMMIT操作。因此要显式地开启一个事务需使用命令BEGIN、START TRANSACTION，或者执行命令SET AUTOCOMMIT=0，禁用当前会话的自动提交。
- START TRANSACTION|BEGIN：显式地开启一个事务。
- COMMIT：要想使用这个语句的最简形式，只需发出COMMIT。也可以更详细一些，写为COMMIT WORK，不过这二者几乎是等价的。COMMIT会提交事务，并使得已对数据库做的所有修改成为永久性的。
- ROLLBACK：要想使用这个语句的最简形式，只需发出ROLLBACK。同样地，也可以写为ROLLBACK WORK，但是二者几乎是等价的。回滚会结束用户的事务，并撤销正在进行的所有未提交的修改。
- SAVEPOINT identifier∶SAVEPOINT允许在事务中创建一个保存点，一个事务中可以有多个SAVEPOINT。
- RELEASE SAVEPOINT identifier：删除一个事务的保存点，当没有一个保存点执行这句语句时，会抛出一个异常。
- ROLLBACK TO[SAVEPOINT]identifier：这个语句与SAVEPOINT命令一起使用。可以把事务回滚到标记点，而不回滚在此标记点之前的任何工作。例如可以发出两条UPDATE语句，后面跟一个SAVEPOINT，然后又是两条DELETE语句。如果执行DELETE语句期间出现了某种异常情况，并且捕获到这个异常，同时发出了ROLLBACK TO SAVEPOINT命令，事务就会回滚到指定的SAVEPOINT，撤销DELETE完成的所有工作，而UPDATE语句完成的工作不受影响。
- SET TRANSACTION：这个语句用来设置事务的隔离级别。InnoDB存储引擎提供的事务隔离级别有：READ UNCOMMITTED、READ COMMITTED、REPEATABLE READ、SERIALIZABLE。
4、事务的隔离级别
SQL标准定义的四个隔离级别为：
- READ UNCOMMITTED
- READ COMMITTED
- REPEATABLE READ
- SERIALIZABLE
READ UNCOMMITTED称为浏览访问（browse access），仅仅针对事务而言的。READ COMMITTED称为游标稳定（cursor stability）。REPEATABLE READ是2.9999°的隔离，没有幻读的保护。SERIALIZABLE称为隔离，或3°的隔离。SQL和SQL2标准的默认事务隔离级别是SERIALIZABLE。
InnoDB存储引擎在REPEATABLE READ事务隔离级别下，使用Next-Key Lock锁的算法，因此避免幻读的产生。所以说，InnoDB存储引擎在默认的REPEATABLE READ的事务隔离级别下已经能完全保证事务的隔离性要求，即达到SQL标准的SERIALIZABLE隔离级别。
在InnoDB存储引擎中，可以使用以下命令来设置当前会话或全局的事务隔离级别：
SET[GLOBAL|SESSION]TRANSACTION ISOLATION LEVEL
{
READ UNCOMMITTED
|READ COMMITTED
|REPEATABLE READ
|SERIALIZABLE
}
如果想在MySQL数据库启动时就设置事务的默认隔离级别，那就需要修改MySQL的配置文件，在[mysqld]中添加如下行：
[mysqld]
transaction-isolation=READ-COMMITTED
查看当前会话的事务隔离级别，可以使用：
mysql＞SELECT@@tx_isolation\G;
***************************1.row***************************
@@tx_isolation:REPEATABLE-READ
1 row in set(0.01 sec)
在SERIALIABLE的事务隔离级别，InnoDB存储引擎会对每个SELECT语句后自动加上LOCK IN SHARE MODE，即为每个读取操作加一个共享锁。因此在这个事务隔离级别下，读占用了锁，对一致性的非锁定读不再予以支持。这时，事务隔离级别SERIALIZABLE符合数据库理论上的要求。
因为InnoDB存储引擎在REPEATABLE READ隔离级别下就可以达到3°的隔离，因此一般不在本地事务中使用SERIALIABLE的隔离级别。SERIALIABLE的事务隔离级别主要用于InnoDB存储引擎的分布式事务。
5、分布式事务
5.1 MySQL数据库分布式事务
InnoDB存储引擎提供了对XA事务的支持，并通过XA事务来支持分布式事务的实现。分布式事务指的是允许多个独立的事务资源（transactional resources）参与到一个全局的事务中。事务资源通常是关系型数据库系统，但也可以是其他类型的资源。全局事务要求在其中的所有参与的事务要么都提交，要么都回滚。
在使用分布式事务时，InnoDB存储引擎的事务隔离级别必须设置为SERIALIZABLE。
XA事务允许不同数据库之间的分布式事务，如一台服务器是MySQL数据库的，另一台是Oracle数据库的，又可能还有一台服务器是SQL Server数据库的，只要参与在全局事务中的每个节点都支持XA事务。分布式事务可能在银行系统的转账中比较常见，如用户David需要从上海转10 000元到北京的用户Mariah的银行卡中：
#Bank@Shanghai：
UPDATE account SET money=money-10000 WHERE user='David';
#Bank@Beijing
UPDATE account SET money=money+10000 WHERE user='Mariah';
XA事务由一个或多个资源管理器（Resource Managers）、一个事务管理器（Transaction Manager）以及一个应用程序（Application Program）组成。
- 资源管理器：提供访问事务资源的方法。通常一个数据库就是一个资源管理器。
- 事务管理器：协调参与全局事务中的各个事务。需要和参与全局事务的所有资源管理器进行通信。
- 应用程序：定义事务的边界，指定全局事务中的操作。
分布式事务使用两段式提交（two-phase commit）的方式：
- 在第一阶段，所有参与全局事务的节点都开始准备（PREPARE），告诉事务管理器它们准备好提交了；
- 在第二阶段，事务管理器告诉资源管理器执行ROLLBACK还是COMMIT。如果任何一个节点显示不能提交，则所有的节点都被告知需要回滚。
MySQL数据库XA事务的SQL语法如下：
XA{START|BEGIN}xid[JOIN|RESUME]
XA END xid[SUSPEND[FOR MIGRATE]]
XA PREPARE xid
XA COMMIT xid[ONE PHASE]
XA ROLLBACK xid
XA RECOVER
通过参数innodb_support_xa可以查看是否启用了XA事务的支持（默认为ON）：
mysql＞SHOW VARIABLES LIKE'innodb_support_xa'\G;
***************************1.row***************************
Variable_name:innodb_support_xa
Value:ON
1 row in set(0.01 sec)
5.2 内部XA事务
之前讨论的分布式事务是外部事务，即资源管理器是MySQL数据库本身。在MySQL数据库中还存在另外一种分布式事务，其在存储引擎与插件之间，又或者在存储引擎与存储引擎之间，称之为内部XA事务。
最为常见的内部XA事务存在于binlog与InnoDB存储引擎之间。
由于复制的需要，因此目前绝大多数的数据库都开启了binlog功能。在事务提交时，先写二进制日志，再写InnoDB存储引擎的重做日志。对上述两个操作的要求也是原子的，即二进制日志和重做日志必须同时写入。若二进制日志先写了，而在写入InnoDB存储引擎时发生了宕机，那么slave可能会接收到master传过去的二进制日志并执行，最终导致了主从不一致的情况。
如果执行完①、②后在步骤③之前MySQL数据库发生了宕机，则会发生主从不一致的情况。为了解决这个问题，MySQL数据库在binlog与InnoDB存储引擎之间采用XA事务。当事务提交时，InnoDB存储引擎会先做一个PREPARE操作，将事务的xid写入，接着进行二进制日志的写入。
6、不好的事务习惯
6.1 在循环中提交
mysql＞CALL load1(10000);
Query OK,0 rows affected(1 min 3.15 sec)
mysql＞TRUNCATE TABLE t1;
Query OK,0 rows affected(0.05 sec)
mysql＞CALL load2(10000);
Query OK,1 row affected(1 min 1.69 sec)
mysql＞TRUNCATE TABLE t1;
Query OK,0 rows affected(0.05 sec)
mysql＞CALL load3(10000);
Query OK,0 rows affected(0.63 sec)
第三种方法要快得多!这是因为每一次提交都要写一次重做日志，存储过程load1和load2实际写了10 000次重做日志文件，而对于存储过程load3来说，实际只写了1次。
6.2 使用自动提交
MySQL数据库默认设置使用自动提交（autocommit），可以使用如下语句来改变当前自动提交的方式：
mysql＞SET autocommit=0;
Query OK,0 rows affected(0.00 sec)
6.3 使用自动回滚
7、长事务
长事务(Long-Lived Transactions)，顾名思义，就是执行时间较长的事务。比如，对于银行系统的数据库，每过一个阶段可能需要更新对应账户的利息。如果对应账号的数量非常大，例如对有1亿用户的表account，需要执行下列语句：
UPDATE account
SET account_total=account_total+(1+interest_rate)
在执行过程中，当数据库或操作系统、硬件等发生问题时，重新开始事务的代价变得不可接受。数据库需要回滚所有已经发生的变化，而这个过程可能比产生这些变化的时间还要长。因此，对于长事务的问题，有时可以通过转化为小批量(mini batch)的事务来进行处理。当事务发生错误时，只需要回滚一部分数据，然后接着上次已完成的事务继续进行。