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事务概念 事务是一组操作的集合#xff0c;它是一个不可分割的工作单位#xff0c;事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求#xff0c;即这些操作要么同时成功#xff0c;要么同时失败。 事务特性
原子性#xff08;Atomicity#xff09…事务基础
事务概念 事务是一组操作的集合它是一个不可分割的工作单位事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求即这些操作要么同时成功要么同时失败。 事务特性
原子性Atomicity事务是不可分割的最小操作单元要么全部成功要么全部失败。 一致性Consistency事务完成时必须使所有的数据都保持一致状态。 隔离性Isolation数据库系统提供的隔离机制保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行。 持久性Durability事务一旦提交或回滚它对数据库中的数据的改变就是永久的。 那实际上我们研究事务的原理就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。
原子性通过undo log日志来保证持久性通过redo log日志来保证一致性通过undo log日志、redo log日志两份日志来保证隔离性通过数据库的锁加上MVCC来保证的
我们在讲解事务原理的时候主要就是来研究一下redologundolog以及MVCC。
redo log 重做日志记录的是事务提交时数据页的物理修改是用来实现事务的持久性。 该日志文件由两部分组成重做日志缓冲redo log buffer 以及重做日志文件 redo log file , 前者是在内存中后者在磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志文件中 , 用于在刷新脏页到磁盘, 发生错误时 , 进行数据恢复使用。 如果没有redolog可能会存在什么问题的 我们知道在 InnoDB 引擎中的内存结构中主要的内存区域就是缓冲池在缓冲池中缓存了很多的数据页。 当我们在一个事务中执行多个增删改的操作时InnoDB 引擎会先操作缓冲池中的数据如果缓冲区没有对应的数据会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来存放在缓冲区中然后将缓冲池中的数据修改修改后的数据页我们称为脏页。 而脏页则会在一定的时机通过后台线程刷新到磁盘中从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。 而缓冲区的脏页数据并不是实时刷新的而是一段时间之后将缓冲区的数据刷新到磁盘中假如刷新到磁盘的过程出错了而提示给用户事务提交成功而数据却没有持久化下来这就出现问题了没有保证事务的持久性。 通过redolog解决这个问题 有了 redo log 之后当对缓冲区的数据进行增删改之后会首先将操作的数据页的变化记录在 redo log buffer中。在事务提交时会将 redo log buffer 中的数据刷新到 redo log 磁盘文件中。过一段时间之后如果刷新缓冲区的脏页到磁盘时发生错误此时就可以借助于redo log 进行数据恢复这样就保证了事务的持久性。 而如果脏页成功刷新到磁盘 或 或者涉及到的数据已经落盘此时redolog 就没有作用了就可以删除了所以存在的两个 redolog 文件是循环写的。 为什么不直接将buffer pool中的脏页刷新到磁盘呢 ? 因为在业务操作中我们操作数据一般都是随机读写磁盘的而不是顺序读写磁盘。 而 redo log 在 往磁盘文件中写入数据由于是日志文件所以都是顺序写的。顺序写的效率要远大于随机写。 这种先写日志的方式称之为 WAL Write-Ahead Logging 。 undo log 回滚日志用于记录数据被修改前的信息 , 作用包含两个 : 提供回滚 ( 保证事务的原子性 ) 和 MVCC( 多版本并发控制 ) 。 undo log 和 redo log 记录物理日志不一样它是逻辑日志。可以认为当 delete 一条记录时 undo log 中会记录一条对应的 insert 记录反之亦然当 update 一条记录时它记录一条对应相反的 update 记录。当执行 rollback 时就可以从 undo log 中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。 Undo log 销毁 undo log 在事务执行时产生事务提交时并不会立即删除 undo log 因为这些 日志可能还用于 MVCC 。 Undo log 存储 undo log 采用段的方式进行管理和记录存放在前面介绍的 rollback segment 回滚段中内部包含 1024 个 undo log segment 。 版本链
某张表的一条数据如下 DB_TRX_ID : 代表最近修改事务 ID 记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务 ID 是 自增的。 DB_ROLL_PTR 由于这条数据是才插入的没有被更新过所以该字段值为 null 。 同一事务或不同事务经过多次的对同一数据的操作形成如下的版本链 我们发现不同事务或相同事务对同一条记录进行修改会导致该记录的undolog生成一条记录版本链表链表的头部是最新的旧记录链表尾部是最早的旧记录。 MVCC
MVCCMulti-Version Concurrency Control多版本并发控制是一种数据库管理系统中用来实现并发事务的技术。
基本概念
1.当前读读取的是记录的最新版本读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录会对读取的记录进行加锁。对于我们日常的操作如select ... lock in share mode(共享锁)select ...for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读。 在测试中我们可以看到即使是在默认的 RR 隔离级别下事务 A 中依然可以读取到事务 B 最新提交的内容因为在查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁此时是当前读操作。当然当我们加排他锁的时候也是当前读操作。 2.快照读简单的select不加锁就是快照读快照读读取的是记录数据的可见版本有可能是历史数据不加锁是非阻塞读
Read Committed每次select都生成一个快照读。 Repeatable Read开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。 Serializable快照读会退化为当前读。
在测试中,我们看到即使事务B提交了数据,事务A中也查询不到。 原因就是因为普通的select是快照 读而在当前默认的RR隔离级别下开启事务后第一个select语句才是快照读的地方后面执行相同的select语句都是从快照中获取数据可能不是当前的最新数据这样也就保证了可重复读。
隐藏字段 当我们创建了上面的这张表我们在查看表结构的时候就可以显式的看到这三个字段。 实际上除了这三个字段以外InnoDB 还会自动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是 隐藏字段 含义 DB_TRX_ID 最近修改事务 ID 记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务 ID 。 DB_ROLL_PTR 回滚指针指向这条记录的上一个版本用于配合 undo log 指向上一个版本。 DB_ROW_ID 隐藏主键如果表结构没有指定主键将会生成该隐藏字段 而上述的前两个字段是肯定会添加的 是否添加最后一个字段DB_ROW_ID得看当前表有没有主键如果有主键则不会添加该隐藏字段。
readview ReadView 读视图是 快照读 SQL 执行时 MVCC 提取数据的依据记录并维护系统当前活跃的事务未提交的id 。 ReadView 中包含了四个核心字段 字段 含义 m_ids 当前活跃的事务 ID 集合 min_trx_id 最小活跃事务 ID max_trx_id 预分配事务 ID 当前最大事务 ID1 因为事务 ID 是自增的 creator_trx_id ReadView 创建者的事务 ID 而在 readview 中就规定了版本链数据的访问规则 trx_id 代表当前 undolog 版本链对应事务 ID 。 条件 是否可以访问 说明 trx_id creator_trx_id 可以访问该版本 成立说明数据是当前这个事务更改的。 trx_id min_trx_id 可以访问该版本 成立说明数据已经提交了。 trx_id max_trx_id 不可以访问该版本 成立说明该事务是在 ReadView生成后才开启。 min_trx_id trx_id max_trx_id 如果 trx_id 不在 m_ids 中 是可以访问该版本的 成立说明数据已经提交。 不同的隔离级别生成 ReadView 的时机不同 READ COMMITTED 在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。 REPEATABLE READ仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView后续复用该ReadView。 原理分析
RC隔离级别 RC 隔离级别下在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。 我们就来分析事务 5 中两次快照读读取数据是如何获取数据的 ? 在事务 5 中查询了两次 id 为 30 的记录由于隔离级别为 Read Committed 所以每一次进行快照读 都会生成一个 ReadView 那么两次生成的 ReadView 如下 那么这两次快照读在获取数据时就需要根据所生成的 ReadView 以及 ReadView 的版本链访问规则 到undolog 版本链中匹配数据最终决定此次快照读返回的数据。 A.先来看第一次快照读具体的读取过程 在进行匹配时会从undo log的版本链从上到下进行挨个匹配
先匹配版本链的第一条记录这条记录对应的trx_id为4也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足都不满足则继续匹配undo log版本链的下一条。再匹配第二条这条记录对应的trx_id为3也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 都不满足则继续匹配undo log版本链的下一条。 再匹配第三条这条记录对应的trx_id为2也就是将2带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 终止匹配此次快照读返回的数据就是版本链中记录的这条数据。 B. 再来看第二次快照读具体的读取过程 在进行匹配时会从undo log的版本链从上到下进行挨个匹配
先匹配版本链的第一条这条记录对应的trx_id为4也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 都不满足则继续匹配undo log版本链的下一条。再匹配第二条这条记录对应的trx_id为3也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 。终止匹配此次快照读返回的数据就是版本链中记录的这条数。
RR隔离级别 RR 隔离级别下仅在事务中第一次执行快照读时生成 ReadView 后续复用该 ReadView 。 而 RR 是可重复读在一个事务中执行两次相同的select 语句查询到的结果是一样的。 我们看到在 RR 隔离级别下只是在事务中第一次快照读时生成 ReadView 后续都是复用该 ReadView 那么既然 ReadView 都一样 ReadView 的版本链匹配规则也一样 那么最终快照读返回的结果也是一样的。 小结 所以呢 MVCC 的实现原理就是通过 InnoDB 表的隐藏字段、 UndoLog 版本链、 ReadView 来实现的。 而MVCC 锁则实现了事务的隔离性。 而一致性则是由 redolog 与 undolog 保证。
