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事務(wù)概念特性原子性一致性隔離性持久性并發(fā)控制undo logread viewLBCC

事務(wù)

概念

一個(gè)事務(wù)可以理解為一組操作，這一組操作要么全部執(zhí)行，要么全部不執(zhí)行。

特性

原子性

一個(gè)事務(wù)是一個(gè)獨(dú)立的原子單元，一個(gè)事務(wù)內(nèi)所有的操作，要么全部執(zhí)行，要么全部不執(zhí)行。關(guān)注的是一組操作的執(zhí)行結(jié)果（全部成功or全部失?。?。是通過undo log實(shí)現(xiàn)的。

(資料圖片)

一致性

看了網(wǎng)上很多博客對一致性的講解，總覺得沒有說到點(diǎn)子上，我就從我的個(gè)人角度來說說對一致性的理解：

一個(gè)事務(wù)使得數(shù)據(jù)庫從一個(gè)狀態(tài)A0，轉(zhuǎn)換到另一個(gè)狀態(tài)A1。相鄰的兩個(gè)狀態(tài)轉(zhuǎn)換之間，只能有一個(gè)事務(wù)起作用。如果當(dāng)前狀態(tài)A0轉(zhuǎn)換到下一個(gè)狀態(tài)A1，之間包括了2個(gè)事務(wù)，則說明有一個(gè)事務(wù)的effect被覆蓋了。如事務(wù)并發(fā)問題中的丟失更新，典型的例子是轉(zhuǎn)賬問題，A向B轉(zhuǎn)賬，同時(shí)C也向B轉(zhuǎn)賬，最后會(huì)發(fā)現(xiàn)A或者C轉(zhuǎn)過去的錢不見了，這種例子隨便一搜就有，不贅述。用轉(zhuǎn)賬問題來解釋一致性，比較好理解，因?yàn)殄X的總數(shù)應(yīng)該是確定的，比如B本來有1000，A向B轉(zhuǎn)100，C向B轉(zhuǎn)200，那么B賬戶上最后應(yīng)該有1300，然而最終我們可能看到是1100或1200，因?yàn)橛幸粋€(gè)人的操作被覆蓋掉了。其實(shí)這也就是說，B賬戶的錢，從一個(gè)狀態(tài)，到另一個(gè)狀態(tài)，中間有2個(gè)事務(wù)起了effect，這樣是不對的。事務(wù)具有隔離性，數(shù)據(jù)庫的每一個(gè)狀態(tài)，應(yīng)該都有且僅有一個(gè)與之對應(yīng)的事務(wù)在take effect。

隔離性

不同的事務(wù)之間，應(yīng)該是不能互相影響的。

4種隔離級別

Read UncommitRead CommitRepetable ReadSerializable

RU相當(dāng)于沒有隔離，RC和RR是用MVCC實(shí)現(xiàn)（具體是通過undo log 和 read view），Serializable是用鎖實(shí)現(xiàn)，事務(wù)串行執(zhí)行。

查看當(dāng)前的隔離級別

select @@tx_isolation;
-- mysql 8的變量名變?yōu)槿缦碌男问?select @@transaction_isolation;

-- 設(shè)置隔離級別
set transacation_isolation = "隔離級別名"

數(shù)據(jù)庫隔離級別是一種需求，不同的隔離級別有對應(yīng)的實(shí)現(xiàn)方式。

持久性

事務(wù)執(zhí)行成功后（提交后），對數(shù)據(jù)庫的更改是永久性的（即寫到磁盤）。是通過redo log + Force Log at Commit機(jī)制實(shí)現(xiàn)的

事務(wù)并發(fā)問題

丟失更新

第一類丟失更新

針對同一行數(shù)據(jù)，事務(wù)A先開始，事務(wù)B后開始，事務(wù)B提交，隨后事務(wù)A回滾，則回滾會(huì)導(dǎo)致將事務(wù)B已提交的修改給覆蓋掉。這個(gè)問題在現(xiàn)在的數(shù)據(jù)庫軟件中已不會(huì)產(chǎn)生

第二類丟失更新

針對同一行數(shù)據(jù)，事務(wù)A先開始，事務(wù)B后開始，事務(wù)A提交，隨后事務(wù)B提交，則事務(wù)B將事務(wù)A的修改給覆蓋掉了

臟讀

事務(wù)A讀到了事務(wù)B未提交的數(shù)據(jù)，事務(wù)B后回滾，則事務(wù)A讀到的是臟數(shù)據(jù)

不可重復(fù)讀

事務(wù)A連續(xù)2次讀一行記錄，讀取到的是不一樣的。這是由于A連續(xù)2次讀的中間，事務(wù)B對這行記錄做了更新。

幻讀

表現(xiàn)為兩次讀取的數(shù)據(jù)數(shù)量不一致，發(fā)現(xiàn)變多了，或者變少了。

比如我讀取age > 10 的學(xué)生數(shù)據(jù)，第一次讀發(fā)現(xiàn)有10個(gè)學(xué)生，第二次讀發(fā)現(xiàn)有20個(gè)學(xué)生，就好像出現(xiàn)了幻覺一樣，同樣的查詢條件，兩次讀取發(fā)現(xiàn)有學(xué)生增加或減少。

事務(wù)命令

MySQL命令行下默認(rèn)是autocommit的，即事務(wù)會(huì)自動(dòng)提交。要顯示開啟一個(gè)事務(wù)，需使用命令BEGIN或START TRANSACTION

BEGIN或START TRANSACTION開啟事務(wù)COMMIT提交事務(wù)ROLLBACK回滾事務(wù)

并發(fā)控制

兩種并發(fā)控制策略

MVCC

Multi-Version Concurrency Control

核心理念是快照，InnoDB主要通過undo log 和 read view來實(shí)現(xiàn)MVCC。

**讀不加鎖，讀寫不互斥。**讀會(huì)從多個(gè)版本的數(shù)據(jù)中挑選一個(gè)合適的版本返回。寫操作會(huì)產(chǎn)生一個(gè)新的版本。

每一行的記錄，會(huì)包含3個(gè)隱藏字段：row_id，tx_id，roll_ptr

其中tx_id表示最近操作該行記錄的事務(wù)id，roll_ptr則是回滾指針，指向一條undo log記錄，即指向該次改動(dòng)之前的數(shù)據(jù)

undo log

insert undo log

由insert操作產(chǎn)生，可在事務(wù)提交后直接刪除。因?yàn)閕nsert操作只對當(dāng)前事務(wù)本身可見，其他事務(wù)不可見

update undo log

由update/delete產(chǎn)生。是對已有記錄的修改，為了提供MVCC機(jī)制，該undo log不能在事務(wù)提交后就刪除，而需要等待purge線程來進(jìn)行最后的刪除

使用update修改當(dāng)前行時(shí)，首先用X鎖鎖定，然后將該行當(dāng)前值復(fù)制到undo log，然后再執(zhí)行修改，最后填寫事務(wù)id，并使回滾指針指向undo log中修改前的行

read view

用于判斷數(shù)據(jù)可見性的一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，里面存儲了

當(dāng)前活躍事務(wù)的最小id：min_id當(dāng)前活躍事務(wù)的最大id：max_id當(dāng)前活躍事務(wù)id list：ids

若讀取到的某一行的某個(gè)版本tx_id < min_id，則說明此行的該版本在本次事務(wù)開啟之前就已經(jīng)提交，故這個(gè)數(shù)據(jù)對本次事務(wù)可見。

若讀取到的某一行的某個(gè)版本tx_id >= max_id，說明此行的該版本在本次事務(wù)開啟之后才開始進(jìn)行修改，故這個(gè)數(shù)據(jù)對本次事務(wù)不可見。

若讀取到的某一行的某個(gè)版本tx_id在min_id和max_id之間，則判斷此行的tx_id是否在ids內(nèi)，若是，表明此行的事務(wù)還在活躍中，此行數(shù)據(jù)不可見，否則，說明此行的事務(wù)已經(jīng)提交，此行數(shù)據(jù)可見

簡單來說，若在某一時(shí)刻開啟了一個(gè)事務(wù)A，則會(huì)記錄下事務(wù)A開啟時(shí)，還活躍著的其他事務(wù)（記下這些活躍事務(wù)的id，保存為一個(gè)set，比如叫ids），這些事務(wù)按照開始的時(shí)間先后，會(huì)有從小到大的事務(wù)id（tx_id），tx_id小的事務(wù)，說明是先開啟的，tx_id大的事務(wù)，說明是后開啟的。若在事務(wù)A中，讀取到某一行數(shù)據(jù)，這一行數(shù)據(jù)的tx_id小于ids中最小的id（min_id），說明這一行數(shù)據(jù)對應(yīng)的事務(wù)，已提交過了（已不活躍了），這一行數(shù)據(jù)的修改已經(jīng)持久化，故該行數(shù)據(jù)對事務(wù)A來說是可見的。若這一行數(shù)據(jù)的tx_id大于或等于ids中的最大id，說明有一個(gè)事務(wù)，在事務(wù)A開始之后，才開始對這一行數(shù)據(jù)進(jìn)行修改，故該行數(shù)據(jù)對事務(wù)A不可見。若這一行數(shù)據(jù)的tx_id，在min_id和max_id之間，那么就判斷這個(gè)tx_id是不是在ids中，即對這行數(shù)據(jù)進(jìn)行修改的那個(gè)事務(wù)，還在不在活躍的事務(wù)列表中，若在，說明修改這行數(shù)據(jù)的事務(wù)還沒提交，這行數(shù)據(jù)還沒持久化，故不可見，反之，說明這行數(shù)據(jù)的修改已經(jīng)持久化，故可見。

RC隔離級別下，在一個(gè)事務(wù)中，每次讀取數(shù)據(jù)都會(huì)新建一個(gè)ReadView。所以可能會(huì)產(chǎn)生不可重復(fù)讀的問題，因?yàn)樵趦纱巫x之間，有其他事務(wù)對數(shù)據(jù)進(jìn)行了修改，而兩次讀時(shí)都新建了ReadView，故第二次讀的時(shí)候，修改后的數(shù)據(jù)是可見的。

RR隔離級別下，在一個(gè)事務(wù)中，第一次讀取時(shí)會(huì)新建一個(gè)ReadView，后序讀取都使用這個(gè)ReadView。所以哪怕在兩次讀之間，有其他事務(wù)修改了數(shù)據(jù)，也不會(huì)產(chǎn)生不可重復(fù)讀的問題。因?yàn)榈诙巫x，并沒有新建ReadView，而是使用了一開始創(chuàng)建的那個(gè)ReadView，所以數(shù)據(jù)可見性和第一次是一樣的。

MVCC中，讀操作分為兩類：快照讀，當(dāng)前讀

快照讀（一致性非鎖定讀）
讀取的時(shí)記錄的可見版本（可能是歷史版本），不加鎖。
當(dāng)某一行被一個(gè)事務(wù)A加了X鎖時(shí)，另一個(gè)事務(wù)B仍然可以讀取該行，只不過讀取的是歷史版本。

-- 簡單select
SELECT * FROM product;

當(dāng)前讀

讀取的是記錄的最新版本，當(dāng)前讀返回的記錄，會(huì)加鎖，保證了其他并發(fā)事務(wù)不能修改當(dāng)前記錄

SELECT * FROM product lock in share mode;
SELECT * FROM product for update;
insert ....
update ....
delete ....

LBCC

LCC

Lock-Based Concurrency Control

讀加讀鎖，寫加寫鎖。讀讀不互斥，讀寫，寫寫互斥。Serilizable的隔離級別是通過LBCC實(shí)現(xiàn)的

以上就是MySQL學(xué)習(xí)之事務(wù)與并發(fā)控制的詳細(xì)內(nèi)容，更多關(guān)于MySQL事務(wù)與并發(fā)控制的資料請關(guān)注腳本之家其它相關(guān)文章！

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