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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全部失敗）。是通過(guò)undo log實(shí)現(xiàn)的。

(資料圖片)

一致性

看了網(wǎng)上很多博客對(duì)一致性的講解，總覺(jué)得沒(méi)有說(shuō)到點(diǎn)子上，我就從我的個(gè)人角度來(lái)說(shuō)說(shuō)對(duì)一致性的理解：

一個(gè)事務(wù)使得數(shù)據(jù)庫(kù)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(shuō)明有一個(gè)事務(wù)的effect被覆蓋了。如事務(wù)并發(fā)問(wèn)題中的丟失更新，典型的例子是轉(zhuǎn)賬問(wèn)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(guò)去的錢(qián)不見(jiàn)了，這種例子隨便一搜就有，不贅述。用轉(zhuǎn)賬問(wèn)題來(lái)解釋一致性，比較好理解，因?yàn)殄X(qián)的總數(shù)應(yīng)該是確定的，比如B本來(lái)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(shuō)，B賬戶的錢(qián)，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(duì)的。事務(wù)具有隔離性，數(shù)據(jù)庫(kù)的每一個(gè)狀態(tài)，應(yīng)該都有且僅有一個(gè)與之對(duì)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(jí)別

Read UncommitRead CommitRepetable ReadSerializable

RU相當(dāng)于沒(méi)有隔離，RC和RR是用MVCC實(shí)現(xiàn)（具體是通過(guò)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(jí)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(jí)別
set transacation_isolation = "隔離級(jí)別名"

數(shù)據(jù)庫(kù)隔離級(jí)別是一種需求，不同的隔離級(jí)別有對(duì)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(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)的更改是永久性的（即寫(xiě)到磁盤(pán)）。是通過(guò)redo log + Force Log at Commit機(jī)制實(shí)現(xiàn)的

事務(wù)并發(fā)問(wèn)題

丟失更新

第一類丟失更新

針對(duì)同一行數(shù)據(jù)，事務(wù)A先開(kāi)始，事務(wù)B后開(kāi)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(wèn)題在現(xiàn)在的數(shù)據(jù)庫(kù)軟件中已不會(huì)產(chǎn)生

第二類丟失更新

針對(duì)同一行數(shù)據(jù)，事務(wù)A先開(kāi)始，事務(wù)B后開(kāi)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(duì)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(jué)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(kāi)啟一個(gè)事務(wù)，需使用命令BEGIN或START TRANSACTION

BEGIN或START TRANSACTION開(kāi)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(guò)undo log 和 read view來(lái)實(shí)現(xiàn)MVCC。

**讀不加鎖，讀寫(xiě)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(xiě)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(duì)當(dāng)前事務(wù)本身可見(jiàn)，其他事務(wù)不可見(jiàn)

update undo log

由update/delete產(chǎn)生。是對(duì)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(lái)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(xiě)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(jiàn)性的一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，里面存儲(chǔ)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(shuō)明此行的該版本在本次事務(wù)開(kāi)啟之前就已經(jīng)提交，故這個(gè)數(shù)據(jù)對(duì)本次事務(wù)可見(jiàn)。

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

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(jiàn)，否則，說(shuō)明此行的事務(wù)已經(jīng)提交，此行數(shù)據(jù)可見(jiàn)

簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)，若在某一時(shí)刻開(kāi)啟了一個(gè)事務(wù)A，則會(huì)記錄下事務(wù)A開(kāi)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(kāi)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(shuō)明是先開(kāi)啟的，tx_id大的事務(wù)，說(shuō)明是后開(kāi)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(shuō)明這一行數(shù)據(jù)對(duì)應(yīng)的事務(wù)，已提交過(guò)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(duì)事務(wù)A來(lái)說(shuō)是可見(jiàn)的。若這一行數(shù)據(jù)的tx_id大于或等于ids中的最大id，說(shuō)明有一個(gè)事務(wù)，在事務(wù)A開(kāi)始之后，才開(kāi)始對(duì)這一行數(shù)據(jù)進(jìn)行修改，故該行數(shù)據(jù)對(duì)事務(wù)A不可見(jiàn)。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(duì)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(shuō)明修改這行數(shù)據(jù)的事務(wù)還沒(méi)提交，這行數(shù)據(jù)還沒(méi)持久化，故不可見(jiàn)，反之，說(shuō)明這行數(shù)據(jù)的修改已經(jīng)持久化，故可見(jiàn)。

RC隔離級(jí)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(wèn)題，因?yàn)樵趦纱巫x之間，有其他事務(wù)對(duì)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(jiàn)的。

RR隔離級(jí)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(wèn)題。因?yàn)榈诙巫x，并沒(méi)有新建ReadView，而是使用了一開(kāi)始創(chuàng)建的那個(gè)ReadView，所以數(shù)據(jù)可見(jiàn)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(jiàn)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(guò)讀取的是歷史版本。

-- 簡(jiǎn)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(xiě)加寫(xiě)鎖。讀讀不互斥，讀寫(xiě)，寫(xiě)寫(xiě)互斥。Serilizable的隔離級(jí)別是通過(guò)LBCC實(shí)現(xiàn)的

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