前言

  众所周知,MySQL的在RR隔离级别下查询数据,是可以保证数据不受其它事物影响,而在RC隔离级别下只要其它事物commit后,数据都会读到commit之后的数据,那么事物隔离的原理是什么?是通过什么实现的呢?那肯定是通过MVCC机制(Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制),这是很多人知道的,但是我之前没有好好分析过其实现原理,所以写下此篇博文记录下!

  注:MySQL的InnoDB引擎之所以能够支持高性能的并发性能,就是由于MySQL的MVCC机制(归功于undo log、Read-View、),但是本篇不对MVCC过多的介绍。

  参考资料:《MySQL实战45讲》系列,虽然讲解的比较清晰,但是仍然需要理解,比如关于视图数组部分我认为是相比较而言没有解释清楚,所以结合资料与自己见解加以记录!


一、RC与RR隔离级别

我们分别开启RC与RR隔离级别实验说明,首先假设有account账户表,在事务ABC开启前,账户中的余额balance为1,即

select balance from account =1; # 结果为1

1.RR事务隔离级别下查询结果

当在RR事务隔离级别分别开启三个事务,在不同时间段内做如下操作

  • 事务A(显式开启事务,手动commit提交):查询余额
  • 事务B(显式开启事务,手动commit提交):对id=1的余额加1
  • 事务C(不显式开启事务,自动提交):对id=1的余额加1

我们从时间逻辑上分为三个阶段,分析结果

  • 第一阶段:事务A立马开始事务,随后事务B也紧跟着立马开始事务,然后事务C首先更新balance为2成功,当前balance=2;
  • 第二阶段:事务B更新balance的值,此时先读到当前balance最新值为2,随后set balance=balance+1成功,当前balance=3;
  • 第三阶段:事务A查询balance的值,此时的值为1(这里为什么等于1呢,是怎么实现的呢?不应该是当前最新值3吗?这就是本篇博文讨论的重点),最后commit结束事务,紧接着事务B也commit结束事务

最后事务A读取balance的结果是1,理所当然,RR即为可重复读,即一个事务在执行过程中看到的数据,总是跟这个事务启动时看到的数据是一致的,当前事务不管有没有提交,都不会影响数据,我只需要读取基于快照的数据即可,这就是快照读。但是我们要讨论的是如何在MVCC机制下实现?

注:begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点,在执行到它们之后的第一个操作InnoDB表的语句,事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务,可以使用start transaction with consistent snapshot 这个命令。

1.RC事务隔离级别下查询结果

同样地,我们在RC隔离下,开启事务ABC,观察事务A最后的balance结果。

最后事务A读取balance的结果是2,理所当然,RC即为读可提交,字面意思就是其他事务只要提交后,当前事务我就能立马读取到最新当前值,这就是当前读。但是我们要讨论的是如何在MVCC机制下实现?

 实际上这是因为实现MVCC时用到的一致性读视图,即consistent read view,用于支持RC(Read Committed,读提交)和RR(Repeatable Read,可重复读)隔离级别的实现。

三、事务隔离在MVCC的实现

在探讨MVCC如何实现事务隔离前,我们需要知道是视图数组、一致性视图等概念,才能帮助更好理解MVCC帮助事务实现了隔离。

1.数据行ROW的多版本

  InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID,叫作transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的,是按申请顺序严格递增的。

  而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候,都会生成一个新的数据版本,并且把transaction id赋值给这个数据版本的事务ID,记为row trx_id。同时,旧的数据版本要保留,并且在新的数据版本中,能够有信息可以直接拿到它(通过undo_log文件找到)。

  也就是说,数据表中的一行记录,其实可能有多个版本(row),每个版本有自己的row trx_id

  对某一个数据行ROW某个时刻经过三次更新事务的多版本控制流程,画如下图加深理解。

从图我们可以得到:

  • ROW有四个版本V1-V4,即经过三次更新balance后,当前最新版本为V4,当前balance已经更新为4,是最新值
  • InnoDB每次更新事务产生的transaction id都会赋值给row trx_id;
  • 通过undo_log可以从V4撤回到V1,找到V1版本的balance=1,即undo_log回滚版本。

明白了数据行的ROW的多版本原理与实现后,可以帮助我们理解InnoDB是怎么定义并创建快照的!

2.视图数组

  下述部分出自资料中的原句,特别是红色加深部分可能会比较难以理解,所以需要结合自己理解并画图

InnoDB是这么在事务开启的时候定义快照的,哪些事务的操作我可以忽视,哪么我必须要保存在快照里。可以理解为:一个事务只需要在启动的时候声明说,“以我启动的时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就认;如果是我启动以后才生成的,我就不认,我必须要找到它的上一个版本”。

  在实现上, InnoDB为每个事务构造了一个数组,用来保存这个事务启动瞬间,当前正在“活跃”的所有事务ID。“活跃”指的就是,启动了但还没提交。数组里面事务ID的最小值记为低水位,当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。

我对低水位与高水位的理解:

低水位=当前所有启动了但未提交事务集合的ID最小值=当前事务的上一个启动但未提交的事务ID最小值(所有活跃事务ID最小值)

高水位=当前事务的ID(当前ROW版本号/row trx_id)=已经创建过事务ID的最大值+1

举例说明:仍然以上述RR隔离级别下三个ABC事务为例

  • 事务A开始前,系统里面只有一个活跃事务ID是99;
  • 事务A、B、C的版本号分别是100、101、102,且当前系统里只有这四个事务;
  • 三个事务开始前,(id,balance)=(1,1)这一行数据的row trx_id是90。

这样,事务A的视图数组就是[99], 事务B的视图数组是[99,100], 事务C的视图数组是[99,100,101]。即视图数组通用公式为:[{当前事务开启瞬间活跃事务ID集合}]

数据版本的可见性规则,就是基于row trx_id和一致性视图对比结果得到的,所以我们还必须再了解下一致性视图

3.一致性视图

通过对视图数组的理解,一致性视图就更加容易了,即:这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。

仍然以上述RR隔离级别下三个ABC事务为例

  • 事务A开始前,系统里面只有一个活跃事务ID是99, 所以事物A开启瞬间活跃事物集合为[99];
  • 事务A、B、C的版本号分别是100、101、102,且当前系统里只有这四个事务,所以事物A、B、C高水位分别为100、101、102;
  • 三个事务开始前,(id,balance)=(1,1)这一行数据的row trx_id是90。

这样,事务A的一致性视图就是[99,100], 事务B的一致性视图是[99,100,101], 事务C的一致性视图是[99,100,101,102]。即一致性视图通用公式为:[{当前事务开启瞬间活跃事务ID集合},当前row trx_id]

分析上述流程图结果:

第一个有效更新版本是事物C,更新balance=2,这个时候的最新版本row trx_id=102,而之前的在事物ABC之前的活跃事物最新版本row trx_id为99,所以此时99已经成为历史版本1;

第二个有效更新版本是事物B,更新balance=3,这个时候最新版本row trx_id=101,而此时row trx_id=102成为历史版本1,而row trx_id=99成为历史版本2;

事物A查询的时候,事物B是没有提交,但生成的(id, balance)=(1, 3)已经成为当前最新版本,事物A读取数据时,一致性视图为[99, 100],而读数据都是从当前版本切的然后对比row trx_id,所以会有以下流程:

  • 找到(1,3)的时候,判断出row trx_id=101,比高水位大,处于红色区域,不可见;
  • 接着,找到上一个历史版本,一看row trx_id=102,比高水位大,处于红色区域,不可见;
  • 再往前找,终于找到了(1,1),它的row trx_id=90,比低水位小,处于绿色区域,可见。

最后事物A无论在什么时候查询,看到的数据都是一致性视图[99, 100]生成的快照数据(1, 1),即row trx_id=90时的数据。这就称之为一致性读

总结:

对于一个事务视图来说,除了自己的更新总是可见以外,有三种情况:
  • 版本未提交,不可见;
  • 版本已提交,但是是在视图创建后提交的,不可见;
  • 版本已提交,而且是在视图创建前提交的,可见。
现在,我们用这个规则来判断图中的查询结果,事务A的查询语句的视图数组是在事务A启动的
时候生成的,这时候:
  • (1,3)还没提交,属于情况1,不可见;
  • (1,2)虽然提交了,但是是在视图数组创建之后提交的,属于情况2,不可见;
  • (1,1)是在视图数组创建之前提交的,可见。

4.当前读与快照读

(1)当前读与快照读规则

  当然按照这个一致性读的逻辑,事物B在事物C有效更新balance=2之后,但是事物B的视图数组是在事物C生成的,所以理论上来说不应该是事物B看到的是(id, balance)=(1, 1)这个数据(快照/历史版本)吗?而看不到当前版本(1, 2)数据。为什么事物B在更新balance之后直接数据就成为(1, 3)了呢?

  如果事物B在update之前select一次数据,看到的值确实是balance=1,但是update是不能在历史版本上操作的,否则事物C的更新就会丢失,所以update操作都是在先读取当前版本,然后再更新。

  也就说有这么一条规则:更新数据都是先读后更新,而这个读是读当前最新值,称之为“当前读(current read),而只查询不读的话就会读取当前快照,称之为“快照读”。所以在事物B更新balance之前,先查询到最新的版本(1, 2)然后再更新为(1, 3)。而事物A查询的快照数据为(1, 1),而不是最新版本(1, 3)。

(2)当前读与快照读解释

  当前读:像select lock in share mode(共享锁), select for update ; update, insert ,delete(排他锁)这些操作都是一种当前读。就是它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。

  快照读:像不加锁的select操作就是快照读,即不加锁的非阻塞读;快照读的前提是隔离级别不是串行级别,串行级别下的快照读会退化成当前读。是基于多版本控制的,那么快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本,而有可能是之前的历史版本(快照数据)

(3)RC读可提交下的视图规则

读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似,它们最主要的区别是:

  • 在可重复读隔离级别下,只需要在事务开始的时候创建一致性视图,之后事务里的其他查询,都共用这个一致性视图
  • 在读提交隔离级别下,每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图,此时start transaction with consistent snapshot就等同于普通的start transaction/begin
所以在RC隔离级别下,事物A与事物B查询到的数据分别如下:
  • 事物C立马更新balance=2,然后自动提交,生成最新版本(1, 2),此时重新计算出视图数据(1, 2);
  • 事物B查到此时的最新版本为(1, 2),之后再更新为版本(1, 3)为当前最新版本,查询此时的事物B select到的balance=3(事物B更新balance=3之后立马算出一个新的视图,select就是根据此视图得到的数据),而不是1。
  • 而此时事物B还未提交,对于事物A来说是看不见的,所以事物A此时读取到的事物C提交的最新版本(1, 2)。

MySQL是如何实现事物隔离?的更多相关文章

  1. 07: mysql锁和事物隔离

    MySQL其他篇 目录: 1.1 MySQL中的事物 1.2 mysql中锁 1.1 MySQL中的事物返回顶部 1.InnoDB事务原理 1. 事务(Transaction)是数据库区别于文件系统的 ...

  2. 数据库操作事物的四大特性以及MySQL数据库的四种隔离级别

    1 .事物操作数据库的四大特性(ACID) 1.原子性 (Atomicity) 原子性:就是事物的所包含的所有操作,要么全部成功,要么全部失败回滚. 2.一致性 (Consistency) 一致性:简 ...

  3. mysql事物隔离级别

    mysql实现了四种隔离级别 Read Uncommitted(未提交读) 在该隔离级别,所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果.本隔离级别很少用于实际应用,因为它的性能也不比其他级别好多少.读取 ...

  4. MySQL数据库的事物隔离级别

    一. 查看数据库的事物隔离级别 mysql> show variables like '%isolation'; +-----------------------+--------------- ...

  5. ★ MYSQL隔离级别 通俗理解 + mysql、oracle默认事务隔离级别

    ★  脏读 : 读取了前一事务 未提交 的数据 ; 不可重复读    : 读取了前一事务     提交 的数据: ★ 幻读 与 不可重复读 common :都是读取了另一条已经提交的事务(这点与脏读不 ...

  6. MySQL数据库引擎、事务隔离级别、锁

    MySQL数据库引擎.事务隔离级别.锁 数据库引擎InnoDB和MyISAM有什么区别 大体区别为: MyISAM类型不支持事务处理等高级处理,而InnoDB类型支持.MyISAM类型的表强调的是性能 ...

  7. Spring事物隔离级别及事物传播行为@Transactional实现

    阅读本篇文章前,请先阅读如下文章: 四种事物隔离级别详解 先看下@Transactional可以配制那些参数及以其所代表的意义. isolation 枚举org.springframework.tra ...

  8. MVCC原理 4步 什么是MVCC、事务ACID、事物隔离级别、Innodb存储引擎是如何实现MVCC的

    MVCC是来处理并发的问题,提高并发的访问效率,读不阻塞写.事物A 原子性C 一致性I 隔离性D 持久性高并发的场景下的问题脏读不可重复读幻读事物隔离级别RU读未提交 脏读/不可重复读/幻读 .不适用 ...

  9. SQL事物隔离级别

    标准SQL定义了4个隔离级别 Read uncommitted 未提交读 Read committed 已提交读 Repeatable read 可重复读 Serializable 可序列化 基本语法 ...

随机推荐

  1. 15个问题告诉你如何使用Java泛型

    摘要:Java泛型其本质是参数化类型,也就是说所操作的数据类型被指定为一个参数(type parameter)这种参数类型可以用在类.接口和方法的创建中,分别称为泛型类.泛型接口.泛型方法. Java ...

  2. java面试一日一题:讲下mysql中的索引

    问题:请讲下mysql中的索引 分析:mysql中有很多索引,要对对这些索引有所掌握,还要弄清楚每种索引的本质? 回答要点: 主要从以下几点去考虑 1.索引的本质是什么 2.mysql的索引分类: 3 ...

  3. .Net之Docker部署详细流程

    开篇语 自己从头开始走一遍docker部署.net的流程,作为一种学习总结,以及后续会写一些在该基础之上的文章. 本次示例环境:vs2019.net5.docker.postman 创建项目 本次事例 ...

  4. 多指灵巧手MoveIt!与Gazebo联合仿真框架搭建

    至于为什么叫框架,一是因为灵巧手的3维模型没有按照基本的设计要求画,正常来说,设计机器人机构之前应该设计好机构需要多少个自由度/DOF,每个自由度是旋转/revolute类型还是滑移/prismati ...

  5. phpstorm 方法名类名 作者日期 注释

    phpstorm 设置方法名 函数名注释  新建页面作者日期信息注释 官方提供的文档地址: http://www.jetbrains.com/phpstorm/help/creating-php-do ...

  6. 文档翻译第002篇:Process Monitor帮助文档(Part 2)

    [筛选与高亮显示] Process Monitor提供了一些方式来配置筛选器和高亮显示.         筛选器的包含与排除 您可以在筛选器中指定事件的属性,这样就可以令Process Monitor ...

  7. Linux系统中stat查看文件的相关时间

    目录 对于文件来说 对于目录来说 利用touch命令修改时间 在Linux下,对于一个文件有很多个时间戳属性,文件的创建时间,文件的修改时间,文件的读取时间.我们用stat来查看文件的相关时间属性. ...

  8. apache-tomcat-7.0.92

    链接:https://pan.baidu.com/s/1wnTSjTknYfaeDV_pakrC9g 提取码:see7

  9. 【转】浅谈自动特征构造工具Featuretools

    转自https://www.cnblogs.com/dogecheng/p/12659605.html 简介 特征工程在机器学习中具有重要意义,但是通过手动创造特征是一个缓慢且艰巨的过程.Python ...

  10. hdu - 1716 排列2 (使用set对全排列结果去重)

    题意很简单,只是有几个细节要注意,首先就是一次只是输入四个数字.输出结果要从小到大(进行全排列之前要进行排序).题目要求千位数相同的在一行,中间使用空格隔开(第二次在输出的时候判断上一次记录的千位数是 ...