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mysql 事务

时间:2019-11-19 01:10:29      阅读:20      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:tab   dirty   启动   平衡   middle   cti   行数据   class   读写   

ACID(Atomicity、Consistency、Isolation、Durability,即原子性、一致性、隔离性、持久性)

事务就是要保证一组数据库操作,要么全部成功,要么全部失败。在 MySQL 中,事务支持是在引擎层实现的。MySQL 是一个支持多引擎的系统,但并不是所有的引擎都支持事务, MyISAM 引擎就不支持事务。

当数据库上有多个事务同时执行的时候,就可能出现脏读(dirty read)、不可重复读(non-repeatable read)、幻读(phantom read)的问题。

隔离级别

  隔离得越严实,效率就会越低。因此很多时候,我们都要在二者之间寻找一个平衡点。

  • 读未提交(read uncommitted):一个事务还没提交时,它做的变更就能被别的事务看到。
  • 读提交(read committed):一个事务提交之后,它做的变更才会被其他事务看到。
  • 可重复读(repeatable read):一个事务执行过程中看到的数据,总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下,未提交变更对其他事务也是不可见的。
  • 串行化(serializable ):串行化,顾名思义是对于同一行记录,“写”会加“写锁”,“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候,后访问的事务必须等前一个事务执行完成,才能继续执行。

  技术图片

  

  1. 若隔离级别是“读未提交”, 则 V1 的值就是 2。这时候事务 B 虽然还没有提交,但是结果已经被 A 看到了。因此,V2、V3 也都是 2。

  2. 若隔离级别是“读提交”,则 V1 是 1,V2 的值是 2。事务 B 的更新在提交后才能被 A 看到。所以, V3 的值也是 2。

  3. 若隔离级别是“可重复读”,则 V1、V2 是 1,V3 是 2。之所以 V2 还是 1,遵循的就是这个要求:事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。

  4. 若隔离级别是“串行化”,则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候,会被锁住。直到事务 A 提交后,事务 B 才可以继续执行。所以从 A 的角度看, V1、V2 值是 1,V3 的值是 2。

  数据库里面会创建一个视图,访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下,这个视图是在事务启动时创建的,整个事务存在期间都用这个视图。在“读提交”隔离级别下,这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。“读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值,没有视图概念;而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。

 

隔离级别实现(可重复读)

可重复读的核心就是一致性读(consistent read);而事务更新数据的时候,只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话,就需要进入锁等待。

多版本并发控制(MVCC)

  在 MySQL 中,实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值,通过回滚操作,都可以得到前一个状态的值。

  假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4,undo log记录:

 技术图片

   当前值是 4,但是在查询这条记录的时候,不同时刻启动的事务会有不同的 read-view。如图中看到的,在视图 A、B、C 里面,这一个记录的值分别是 1、2、4,同一条记录在系统中可以存在多个版本,就是数据库的多版本并发控制(MVCC)。对于 read-view A,要得到 1,就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

MySQL 的事务启动方式有以下几种:

1. 显式启动事务语句, begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit,回滚语句是 rollback。

2. set autocommit=0,这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句,这个事务就启动了,而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句,或者断开连接。

MVCC实现原理

1.视图:

  • 一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表,在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ,而它的查询方法与表一样。
  • 另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图,即 consistent read view,用于支持 RC(Read Committed,读提交)和 RR(Repeatable Read,可重复读)隔离级别的实现。没有物理结构,作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

2.MVCC是怎么工作的:

  在可重复读隔离级别下,事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意,这个快照是基于整库的。

  “快照”实现

    InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID,叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的,是按申请顺序严格递增的。

    每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候,都会生成一个新的数据版本,并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID,记为 row trx_id。同时,旧的数据版本要保留,并且在新的数据版本中,能够有信息可以直接拿到它。

  也就是说,数据表中的一行记录,其实可能有多个版本 (row),每个版本有自己的 row trx_id。(表结构不支持“可重复读”,因为表结构没有对应的行数据,也没有 row trx_id,因此只能遵循当前读的逻辑。)

    技术图片

       图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本,当前最新版本是 V4,k 的值是 22,它是被 transaction id 为 25 的事务更新的,因此它的 row trx_id 也是 25。

    三个虚线箭头,就是 undo log;而 V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的,而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的。比如,需要 V2 的时候,就是通过 V4 依次执行 U3、U2 算出来。

    (按照可重复读的定义,一个事务启动的时候,能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后,这个事务执行期间,其他事务的更新对它不可见。因此,一个事务只需要在启动的时候声明说,“以我启动的时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就认;如果是我启动以后才生成的,

  就不认,我必须要找到它的上一个版本”。如果“上一个版本”也不可见,那就得继续往前找。还有,如果是这个事务自己更新的数据,它自己还是要认的。)

 

  一个数据版本,对于一个事务视图来说,除了自己的更新总是可见以外,有三种情况:

  1. 版本未提交,不可见;

  2. 版本已提交,但是是在视图创建后提交的,不可见;

  3. 版本已提交,而且是在视图创建前提交的,可见。

 

  一致性视图(read-view)

    1. innoDB 为每个事务构造了一个数组,用来保存这个事务启动瞬间,当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是,启动了但还没提交。

    2. 数组里面事务 ID 的最小值记为低水位,当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。

    3. 这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。

    数据版本的可见性规则,就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

    技术图片

    对于当前事务的启动瞬间来说,一个数据版本的 row trx_id,有以下几种可能:

    1. 如果落在绿色部分,表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的,这个数据是可见的;

    2. 如果落在红色部分,表示这个版本是由将来启动的事务生成的,是肯定不可见的;

    3. 如果落在黄色部分,那就包括两种情况

      a.  若 row trx_id 在数组中,表示这个版本是由还没提交的事务生成的,不可见;

      b.  若 row trx_id 不在数组中,表示这个版本是已经提交了的事务生成的,可见。

 

  当前读

  更新数据都是先读后写的,而这个读,只能读当前的值(最新版本),称为“当前读”(current read)。除了 update 语句外,select 语句如果加锁,也是当前读。

  查询加lock in share mode 或 for update,读锁(S 锁,共享锁)和写锁(X 锁,排他锁)。当前读

mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
mysql> select k from t where id=1 for update;

读提交

读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似,区别:

  • 在可重复读隔离级别下,只需要在事务开始的时候创建一致性视图,之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图;
  • 在读提交隔离级别下,每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。

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原文地址:https://www.cnblogs.com/wq-blogs/p/11883219.html

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