网站开发项目答辩视频,措美网站建设,龙岩网红,免费小说网站怎么做【MySQL】事务-MVCC 一、数据库并发的三种场景二、MVCC2.1 3个记录隐藏字段2.2 undo log#xff08;撤销日志#xff09;2.3 模拟MVCC---update2.3.1 delete2.3.2 insert2.3.3 select 2.4 Read View2.5 整体流程 三、RR#xff08;可重复读#xff09;与RC#xff08;读提… 【MySQL】事务-MVCC 一、数据库并发的三种场景二、MVCC2.1 3个记录隐藏字段2.2 undo log撤销日志2.3 模拟MVCC---update2.3.1 delete2.3.2 insert2.3.3 select 2.4 Read View2.5 整体流程 三、RR可重复读与RC读提交的区别3.1 准备3.2 情况一3.3 情况二3.4 RR 与 RC的本质区别 一、数据库并发的三种场景
读-读 不存在任何问题也不需要并发控制 读-写 有线程安全问题可能会造成事务隔离性问题可能遇到脏读幻读不可重复读 写-写 有线程安全问题可能会存在更新丢失问题比如第一类更新丢失第二类更新丢失
二、MVCC
多版本并发控制 MVCC 是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制
为事务分配单向增长的事务ID为每个修改保存一个版本版本与事务ID关联读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题
在并发读写数据库时可以做到在读操作时不用阻塞写操作写操作也不用阻塞读操作提高了数据库并发读写的性能可以解决脏读幻读不可重复读等事务隔离问题但不能解决更新丢失问题
理解 MVCC 需要知道三个前提知识 3个记录隐藏字段、undo 日志、Read View
2.1 3个记录隐藏字段
建表时虽然指明了表中有多少列但是mysql都会默认添加3个隐藏列字段。
DB_TRX_ID 6 byte最近修改( 修改/插入 )事务ID记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
DB_ROLL_PTR : 7 byte回滚指针指向这条记录的上一个版本简单理解成指向历史版本就行这些数据一般在 undo log 中
DB_ROW_ID : 6 byte隐含的自增ID隐藏主键如果数据表没有主键 InnoDB 会自动以DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引B树
补充实际还有一个删除flag隐藏字段, 即记录被更新或删除并不代表真的删除而是删除flag变了
mysql create table student(- name varchar(11) not null,- age int not null- );
mysql insert into student (name, age) values (小王, 22);蓝色代表隐藏的三列绿色是我们查出来的
我们目前并不知道创建该记录的事务ID隐式主键我们就默认设置成null1。第一条记录也没有其他版本我们设置回滚指针为null
2.2 undo log撤销日志
MySQL是以服务进程的方式在内存中运行。undo log是MySQL中的一段内存缓冲区用以保存日志数据
2.3 模拟MVCC—update
现在有一个假设事务10对student表中记录进行修改(update)将name(小王)改成name(小李)
事务10,因为要修改所以要先给该记录加行锁 修改前先将该行记录拷贝到undo log中所以undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)
现在修改原始记录中的name改成 ‘小李’。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列里面写入undo log中副本数据的地址从而指向副本记录既表示我的上一个版本就是它。 事务10提交释放锁。 此时最新的记录是’小李‘那条记录。 此时又有一个事务11需要对信息表的记录进行update将小李那一行的年龄修改为30 事务11,因为也要修改所以要先给该记录加行锁。 修改前现将改行记录拷贝到undo log中所以undo log中就又有了一行副本数据。此时新的副本我们采用头插方式插入undo log。现在修改原始记录中的age改成 30。并且修改原始记录的隐藏字DB_TRX_ID 为11。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列里面写入undo log中副本数据的地址0xbb从而指向副本记录表示我的上一个版本就是它。 事务11提交释放锁。 这样我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚无非就是用历史数据覆盖当前数据。上面的一个一个版本我们可以称之为一个一个的快照。
2.3.1 delete
delete也是一样的删数据不是清空而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。
2.3.2 insert
insert,因为insert是插入也就是之前没有数据那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作insert的数据也是要被放入undo log中如果当前事务commit了那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。
也就是我们可以理解成update和delete可以形成版本链insert暂时不考虑
2.3.3 select
而select不会对数据做任何修改所以为select维护多版本没有意义。
当前读读取最新的记录就是当前读 增删改都叫做当前读是要加锁的 快照读读取历史版本(一般而言)就叫做快照读。 是不受加锁限制的。也就是可以并行执行 提高了效率即MVCC的意义所在。
多个事务同时增删改的时候是当前读需要加锁如果对select也加锁那么隔离级别就是串行化。如果select是快照读和增删改的当前读不影响所以可以不用加锁并行执行效率高。事务的隔离级别决定了select读取历史数据是当前读还是快照读。
那么如何保证不同的事务看到不同的内容呢先来的事务应不应该看到后来的事务的修改呢Read View进行可见性判断
2.4 Read View
Read View就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图 (Read View)在该事务执行的快照读的那一刻会生成数据库系统当前的一个快照记录并维护系统当前活跃事务的ID
Read View 在 是一个类本质是用来进行可见性判断的。 即当我们某个事务执行快照读的时候对该记录创建一个 Read View 读视图把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据既可能是当前最新的数据也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据
class ReadView {// 省略...private:/** 高水位大于等于这个ID的事务均不可见*/trx_id_t m_low_limit_id/** 低水位小于这个ID的事务均可见 */trx_id_t m_up_limit_id;/** 创建该 Read View 的事务ID*/trx_id_t m_creator_trx_id;/** 创建视图时的活跃事务id列表*/ids_t m_ids;//ids_t集合类型 /** 配合purge标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG* 如果其他视图也不需要则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/trx_id_t m_low_limit_no;/** 标记视图是否被关闭*/bool m_closed;// 省略...
};m_ids; //一张列表用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID
up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID
low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID也就是目前已出现过的事务ID的最大值1
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID哪些数据能被事务读到那些数据事务看不到呢 举个例子我是学弟我能看到比我早入学的学长的找工作的情况但是学长看不到后入学的我找工作的情况。
2.5 整体流程 事务4修改name(张三) 变成name(李四) 当事务2对某行数据执行了 快照读 数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图
//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 1 5原因ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2此时的版本链
//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 1 5原因ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2//事务4提交的记录对应的事务ID
DB_TRX_ID4//比较步骤
DB_TRX_ID4 up_limit_id1 ? 不小于说明不可能是来之前提交的下一步
DB_TRX_ID4 low_limit_id(5) ? 不大于说明不是之后下一步
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含说明事务4不在当前的活跃事务中即已经提交了否则会看到。所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本
三、RR可重复读与RC读提交的区别
3.1 准备
set global transaction isolation level REPEATABLE READ;--设置RR隔离级别
重启mysql
mysql select * from user;
--------------------
| id | age | name |
--------------------
| 1 | 16 | 赵志敬 |
| 3 | 18 | 杨过 |
| 4 | 16 | 小龙女 |
--------------------3.2 情况一
事务A和事务B开启事务然后对事务A与事务B进行快照读结果一样 事务A更新数据age18,然后提交事务 事务B进行快照读没有读取到18这很好理解这是可重复读的隔离级别事务B提交之后才能看到但是如果此时事务B没提交而事务B此时进行当前读select * from user lock in share mode当前读则可以读取到age18 3.3 情况二
事务A的操作与情况一是一样的事务A把age改成了28但是事务B进行快照读是在事务A提交之后才进行的此时看到的是28之后如果在进行当前读读取到的也是28 情况一与情况二唯一区别仅仅是表1的事务B在事务A修改age前快照读过一次age数据而表2的事务B在事务Acommit前没有进行过快照读
情况一事务B在快照读的时候mysql就给事务B形成了一个read view;快照的对象认为A是与其一块运行的。事务B认为事务A在自己的m_ids列表中。所以看不到事务A提交的修改了。
情况二事务B并没有快照读没有形成read view对象事务A提交之后才进行快照读此时看待并发的事务时事务A已经不存在了此时事务B看到的事务列表的最小值都比事务A大,因此事务B能看到事务A的修改。
read view生成的时机不同会影响事务的可见性
3.4 RR 与 RC的本质区别
Read View生成时机的不同从而造成RC,RR不同隔离级别下快照读的结果的不同
可重复读在RR级别下的第一次快照读会创建一个快照及Read View对象, 将当前系统活跃的其他事务记录起来后续使用快照读的时候还是使用的是同一个Read View所以只要当前事务比如上述的右边在其他事务左边终端提交更新之前使用过快照读那么之后的快照读使用的都是同一个Read View所以对之后的修改不可见 即RR级别下快照读生成Read View时Read View会记录此时所有其他活动事务的快照这些事务的修改对于当前事务都是不可见的
读提交RC级别的事务中每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下可以看到其他事务所更新内容的原因。正是RC每次快照读都会形成Read View所以RC才会有不可重复读问题。
总结一句话RR只生成一个读视图RC可生成多个
