内容简介:一个事务正在对一条记录进行修改,在这个事务完成并提交前,这条记录的数据就处于不一致状态。这时,另一个事务也来读取同一条记录,如果不加控制,第二个事务读取了这些“脏”数据,并据此做进一步的处理,就会产生未提交的数据依赖关系。一个事务在读取某些数据后的某个时间,再次读取以前读过的数据,却发现其读出的数据已经发生了变更、或者某些记录已经被删除了。一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其它事务插入了满足其查询条件的新数据。
- 脏读
一个事务正在对一条记录进行修改,在这个事务完成并提交前,这条记录的数据就处于不一致状态。这时,另一个事务也来读取同一条记录,如果不加控制,第二个事务读取了这些“脏”数据,并据此做进一步的处理,就会产生未提交的数据依赖关系。
时间 | 事务A | 事务B |
---|---|---|
T1 | 开启事务 | 开启事务 |
T2 | 查询账户余额为1000 | |
T3 | 充值500,余额修改为1500 | |
T4 | 查询余额为 1500 | |
T5 | 撤销事务,余额改回 1000 | |
T6 | 汇入500,余额修改为 2000 | |
T7 | 提交事务 |
- 不可重复读
一个事务在读取某些数据后的某个时间,再次读取以前读过的数据,却发现其读出的数据已经发生了变更、或者某些记录已经被删除了。
时间 | 事务A | 事务B |
---|---|---|
T1 | 开启事务 | 开启事务 |
T2 | select * from user where user_id=100 假设为小明的用户信息 | |
T3 | 将user_id=100的用户信息对应的年龄修改为 18 | |
T4 | 提交事务 | |
T5 | 再次查询发现用户的 年龄变更 了 | |
T6 | ... | |
T7 | 提交事务 |
- 幻读
一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其它事务插入了满足其查询条件的新数据。
时间 | 事务A | 事务B |
---|---|---|
T1 | 开启事务 | 开启事务 |
T2 | select * from user where age=18 假设得到两条记录 | |
T3 | 向user表插入一条age=18的新记录 | |
T4 | 提交事务 | |
T5 | 再次查询得到三条记录 | |
T6 | .. | |
T7 | 提交事务 |
幻读和不可重复读的区别
- 不可重复读的重点是修改:在同一事务中,相同的条件,第一次和第二次读到的数据不一致(中间有其它事务提交了修改)。
- 幻读的重点是新增或者删除:在同一事务中,相同的条件,第一次和第二次读到的记录数不一样(中间有其它事务提交了新增或者删除)。
事务隔离级别
SQL标准定义了4类隔离级别,每一种级别都规定了一个事务中所做的修改,哪些在事务内和事务间是可见的,哪些是不可见的。
- Read Uncommited
所有事务都可以看到其它未提交事务的执行结果,该隔离级别一般不会使用。
- Read Committed(RC)
一个事务只能看到已经提交的事务所做的变更。
- Repeatable Read(RR)
确保同一事务的多个实例在并发读取数据时会看到相同的数据行。
- Serializable
完全串行化读,每次读都需要获得表级共享锁,读写相互阻塞。
隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
---|---|---|---|
Read Uncommited | Yes | Yes | Yes |
Read Committed | No | Yes | Yes |
Repeatable Read | No | No | Yes |
Serializable | No | No | No |
并发事务解决方案
脏读、不可重复读和幻读都是数据库读一致性问题,需要由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。
(1)锁机制
解决 写-写 冲突问题。在读取数据前,对其加锁,防止其它事务对该数据进行修改。
-
悲观锁
往往依靠数据库提供的锁机制。
-
乐观锁
大多是基于数据版本记录机制来实现。
(2)MVCC多版本并发控制
解决 读-写 冲突问题。不用加锁,通过一定机制生成一个数据请求时间点时的一致性数据快照, 并用这个快照来提供一定级别 (语句级或事务级) 的一致性读取。这样在读操作的时候不需要阻塞写操作,写操作时不需要阻塞读操作。
MVCC多版本并发控制
Mysql的大多数事务型存储引擎实现都不是简单的行级锁,基于并发性能考虑,一般都实现了MVCC多版本并发控制。MVCC是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。不管事务执行多长时间,事务看到的数据都是一致的。
读操作
读操作分成两类:快照读和当前读。
快照读:简单的select操作属于快照读,不加锁。
- select * from table where ? ;
当前读:特殊的读操作,插入/更新/删除操作,属于当前读,需要加锁。
- select * from table where ? lock in share mode ;
- select * from table where ? for update ;
- update table set ? where ? ;
- delete from table where ? ;
数据存储
innodb存储引擎中,每行数据都包含了一些隐藏字段:DB_ROW_ID、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR和DELETE_BIT。
- DB_TRX_ID:用来标识最近一次对本行记录做修改的事务的标识符,即最后一次修改本行记录的事务id。delete操作在内部来看是一次update操作,更新行中的删除标识位DELELE_BIT。
- DB_ROLL_PTR:指向当前数据的 undo log 记录,回滚数据通过这个指针来寻找记录被更新之前的内容信息。
- DB_ROW_ID:包含一个随着新行插入而单调递增的行ID, 当由innodb自动产生聚集索引时,聚集索引会包括这个行ID的值,否则这个行ID不会出现在任何索引中。
- DELELE_BIT:用于标识该记录是否被删除。
数据操作
-
insert
创建一条记录,DB_TRX_ID为当前事务ID,DB_ROLL_PTR为NULL。
-
delete
将当前行的DB_TRX_ID设置为当前事务ID,DELELE_BIT设置为1。
-
update 复制一行,新行的DB_TRX_ID为当前事务ID,DB_ROLL_PTR指向上个版本的记录,事务提交后DB_ROLL_PTR设置为NULL。
-
select
1、只查找创建早于当前事务ID的记录,确保当前事务读取到的行都是事务之前就已经存在的,或者是由当前事务创建或修改的;
2、行的DELETE BIT为1时,查找删除晚于当前事务ID的记录,确保当前事务开始之前,行没有被删除。
一致性读
Mysql的一致性读是通过read view结构来实现。 read view主要是用来做可见性判断的,它维护的是 本事务不可见的当前其他活跃事务 。其中最早的事务ID为 up_limit_id
,最迟的事务ID为 low_limit_id
。
trx_id_t low_limit_id; /*!< The read should not see any transaction with trx id >= this value. In other words, this is the "high water mark". */ trx_id_t up_limit_id; /*!< The read should see all trx ids which are strictly smaller (<) than this value. In other words, this is the "low water mark". */ 复制代码
如何理解low_limit_id
可以参考知乎这个答案来理解。low_limit_id应该是 当前系统尚未分配的下一个事务ID (从这个语义来更容易理解),也就是 目前已经出现过的事务ID的最大值+1 。
MySQL 在 RC 隔离级别下是如何实现读不阻塞的? 呵呵一笑百媚生的答案
可见性判断
假设要读取的行的最后提交事务id(即当前数据行的稳定事务id)为 trx_id,可见性比较过程如下:
- trx_id < up_limit_id => 此记录的最后一次修改在read view创建之前,跳转到步骤5;
- trx_id > low_limit_id => 此记录的最后一次修改在read view创建之后,跳转到步骤4;
- up_limit_id <= trx_id <= low_limit_id => 从up_limit_id到low_limit_id进行遍历,如果trx_id等于他们之中的某个事务id的话,表示该记录的最后一次修改尚未保存,跳转到步骤4。否则跳转到步骤5;
- 从此记录的DB_ROLL_PTR指针所指向的undo log(此记录的上一次修改),将undo log的DB_TRX_ID赋值给trx_id,跳转到步骤1重新开始计算可见性;
- 如果此记录的DELELE_BIT为false,说明该记录未被删除,可以返回,否则不返回。
以上就是本文的全部内容,希望本文的内容对大家的学习或者工作能带来一定的帮助,也希望大家多多支持 码农网
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