厦门哪家网站建设最好,汽配网站建设成本,绍兴seo计费,网站的栏目有什么名字文章目录 MySQL事务的底层实现原理一、事务的目的可靠性和并发处理 二、实现事务功能的三个技术2.1 redo log 与 undo log介绍2.1.1 redo log2.1.2undo log 2.2 mysql锁技术2.2.1 mysql锁技术 2.3 MVCC基础 三、事务的实现3.1 原子性的实现3.1.1 undo log 的生成3.1.2 根据undo… 文章目录 MySQL事务的底层实现原理一、事务的目的可靠性和并发处理 二、实现事务功能的三个技术2.1 redo log 与 undo log介绍2.1.1 redo log2.1.2undo log 2.2 mysql锁技术2.2.1 mysql锁技术 2.3 MVCC基础 三、事务的实现3.1 原子性的实现3.1.1 undo log 的生成3.1.2 根据undo log 进行回滚 3.2 持久性的实现3.3 隔离性实现3.3.1 READ UNCOMMITTED3.3.2 READ COMMITTED3.3.3 REPEATABLE READ(Mysql默认隔离级别)3.3.4 SERIALIZABLE 3.4 一致性的实现 总结 MySQL事务的底层实现原理
特点ACID 原子性(Atomicity) 一致性(Consistency) 隔离型(Isolation) 持久性(Durability)
一、事务的目的
可靠性和并发处理 可靠性数据库要保证当insert或update操作时抛异常或者数据库crash的时候需要保障数据的操作前后的一致想要做到这个我需要知道我修改之前和修改之后的状态所以就有了undo log和redo log。 并发处理也就是说当多个并发请求过来并且其中有一个请求是对数据修改操作的时候会有影响为了避免读到脏数据所以需要对事务之间的读写进行隔离至于隔离到啥程度得看业务系统的场景了实现这个就得用MySQL 的隔离级别。
二、实现事务功能的三个技术 日志文件(redo log 和 undo log) 锁技术 MVCC
2.1 redo log 与 undo log介绍
2.1.1 redo log 什么是redo log ? redo log叫做重做日志是用来实现事务的持久性。该日志文件由两部分组成重做日志缓冲redo log buffer以及重做日志文件redo log,前者是在内存中后者在磁盘中。 当事务提交之后会把所有修改信息都会存到该日志中。假设有个表叫做tb1(id,username) 现在要插入数据3ceshi start transaction;
select balance from bank where namezhangsan; // 生成 重做日志 balance600 update bank set balance balance - 400; // 生成 重做日志 amount400 update finance set amount amount 400; commitredo log 有什么作用 mysql 为了提升性能不会把每次的修改都实时同步到磁盘而是会先存到Boffer Pool(缓冲池)里头把这个当作缓存来用。然后使用后台线程去做缓冲池和磁盘之间的同步。 那么问题来了如果还没来的同步的时候宕机或断电了怎么办这样会导致丢部分已提交事务的修改信息 所以引入了redo log来记录已成功提交事务的修改信息并且会把redo log持久化到磁盘系统重启之后在读取redo log恢复最新数据。 总结 redo log是用来恢复数据的 用于保障已提交事务的持久化特性。
2.1.2undo log 什么是 undo log undo log 叫做回滚日志用于记录数据被修改前的信息。他正好跟前面所说的重做日志所记录的相反重做日志记录数据被修改后的信息。undo log主要记录的是数据的逻辑变化为了在发生错误时回滚之前的操作需要将之前的操作都记录下来然后在发生错误时才可以回滚。 每次写入数据或者修改数据之前都会把修改前的信息记录到 undo log。 undo log 有什么作用 undo log 记录事务修改之前版本的数据信息因此假如由于系统错误或者rollback操作而回滚的话可以根据undo log的信息来进行回滚到没被修改前的状态。 总结 undo log是用来回滚数据的用于保障 未提交事务的原子性
2.2 mysql锁技术
2.2.1 mysql锁技术
当有多个请求来读取表中的数据时可以不采取任何操作但是多个请求里有读请求又有修改请求时必须有一种措施来进行并发控制。不然很有可能会造成不一致。
读写锁
解决上述问题很简单只需用两种锁的组合来对读写请求进行控制即可这两种锁被称为
共享锁(shared lock),又叫做读锁
读锁是可以共享的或者说多个读请求可以共享一把锁读数据不会造成阻塞。
排他锁(exclusive lock),又叫做写锁
写锁会排斥其他所有获取锁的请求一直阻塞直到写入完成释放锁。 总结 通过读写锁可以做到读读可以并行但是不能做到写读写写并行,事务的隔离性就是根据读写锁来实现的。
2.3 MVCC基础
MVCC (MultiVersion Concurrency Control) 叫做多版本并发控制。
InnoDB的 MVCC 是通过在每行记录的后面保存两个隐藏的列来实现的。
这两个列一个保存了行的创建时间一个保存了行的过期时间当然存储的并不是实际的时间值而是系统版本号
他的主要实现思想是通过数据多版本来做到读写分离。从而实现不加锁读进而做到读写并行.。
MVCC在mysql中的实现依赖的是undo log与read view
undo log :undo log 中记录某行数据的多个版本的数据。
read view :用来判断当前版本数据的可见性 三、事务的实现 事务的原子性是通过undolog来实现的 事务的持久性性是通过redolog来实现的 事务的隔离性是通过(读写锁MVCC)来实现的 事务的终极大 boss 一致性是通过原子性持久性隔离性来实现的
原子性持久性隔离性的目的也是为了保障数据的一致性
总之ACID只是个概念事务最终目的是要保障数据的可靠性一致性。
3.1 原子性的实现
什么是原子性
一个事务必须被视为不可分割的最小工作单位一个事务中的所有操作要么全部成功提交要么全部失败回滚对于一个事务来说不可能只执行其中的部分操作这就是事务的原子性。
以上概念相信大家伙儿都了解那么数据库是怎么实现的呢就是通过回滚操作。所谓回滚操作就是当发生错误异常或者显式的执行rollback语句时需要把数据还原到原先的模样所以这时候就需要用到undo log来进行回滚接下来看一下undo log在实现事务原子性时怎么发挥作用的
3.1.1 undo log 的生成
假设有两个表 bank和finance当进行插入删除以及更新操作时生成的undo log。 从上图可以了解到数据的变更都伴随着回滚日志的产生 产生了被修改前数据(zhangsan,1000) 的回滚日志 产生了被修改前数据(zhangsan,0) 的回滚日志
根据上面流程可以得出如下结论 每条数据变更(insert/update/delete)操作都伴随一条undo log的生成,并且回滚日志必须先于数据持久化到磁盘上 所谓的回滚就是根据回滚日志做逆向操作比如delete的逆向操作为insertinsert的逆向操作为deleteupdate的逆向为update等。
3.1.2 根据undo log 进行回滚
为了做到同时成功或者失败当系统发生错误或者执行rollback操作时需要根据undo log 进行回滚
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回滚操作就是要还原到原来的状态undo log记录了数据被修改前的信息以及新增和被删除的数据信息根据undo log生成回滚语句比如
(1) 如果在回滚日志里有新增数据记录则生成删除该条的语句
(2) 如果在回滚日志里有删除数据记录则生成生成该条的语句
(3) 如果在回滚日志里有修改数据记录则生成修改到原先数据的语句
3.2 持久性的实现
事务一旦提交其所做的修改会永久保存到数据库中此时即使系统崩溃修改的数据也不会丢失。
先了解一下MySQL的数据存储机制MySQL的表数据是存放在磁盘上的因此想要存取的时候都要经历磁盘IO,然而即使是使用SSD磁盘IO也是非常消耗性能的。为此为了提升性能InnoDB提供了缓冲池(Buffer Pool)Buffer Pool中包含了磁盘数据页的映射可以当做缓存来使用
读数据会首先从缓冲池中读取如果缓冲池中没有则从磁盘读取再放入缓冲池
写数据会首先写入缓冲池缓冲池中的数据会定期同步到磁盘中
上面这种缓冲池的措施虽然在性能方面带来了质的飞跃但是它也带来了新的问题当MySQL系统宕机断电的时候可能会丢数据
因为我们的数据已经提交了但此时是在缓冲池里头还没来得及在磁盘持久化所以我们急需一种机制需要存一下已提交事务的数据为恢复数据使用。
于是 redo log就派上用场了。下面看下redo log是什么时候产生的 既然redo log也需要存储也涉及磁盘IO为啥还用它
1redo log 的存储是顺序存储而缓存同步是随机操作。
2缓存同步是以数据页为单位的每次传输的数据大小大于redo log。
3.3 隔离性实现
隔离性是事务ACID特性里最复杂的一个。在SQL标准里定义了四种隔离级别每一种级别都规定一个事务中的修改哪些是事务之间可见的哪些是不可见的。
级别越低的隔离级别可以执行越高的并发但同时实现复杂度以及开销也越大。
MySQL隔离级别有以下四种级别由低到高 READUNCOMMITED(未提交读) READCOMMITED(提交读) REPEATABLEREAD(可重复读) SERIALIZABLE (可重复读)
只要彻底理解了隔离级别以及他的实现原理就相当于理解了ACID里的隔离型。前面说过原子性隔离性持久性的目的都是为了要做到一致性但隔离型跟其他两个有所区别原子性和持久性是为了要实现数据的可性保障靠比如要做到宕机后的恢复以及错误后的回滚。 那么隔离性是要做到什么呢 隔离性是要管理多个并发读写请求的访问顺序。 这种顺序包括串行或者是并行 说明一点写请求不仅仅是指insert操作又包括update操作。 总之从隔离性的实现可以看出这是一场数据的可靠性与性能之间的权衡 可靠性性高的并发性能低(比如Serializable)。可靠性低的并发性能高(比如 Read Uncommited) 3.3.1 READ UNCOMMITTED
在READ UNCOMMITTED隔离级别下事务中的修改即使还没提交对其他事务是可见的。事务可以读取未提交的数据造成脏读。
因为读不会加任何锁所以写操作在读的过程中修改数据所以会造成脏读。好处是可以提升并发处理性能能做到读写并行。
换句话说读的操作不能排斥写请求。 优点读写并行性能高
缺点造成脏读
3.3.2 READ COMMITTED
一个事务的修改在他提交之前的所有修改对其他事务都是不可见的。其他事务能读到已提交的修改变化。在很多场景下这种逻辑是可以接受的。
InnoDB在 READ COMMITTED使用排它锁,读取数据不加锁而是使用了MVCC机制。或者换句话说他采用了读写分离机制。
但是该级别会产生不可重读以及幻读问题。
什么是不可重读
在一个事务内多次读取的结果不一样。
为什么会产生不可重复读
这跟 READ COMMITTED 级别下的MVCC机制有关系在该隔离级别下每次 select的时候新生成一个版本号所以每次select的时候读的不是一个副本而是不同的副本。
在每次select之间有其他事务更新了我们读取的数据并提交了那就出现了不可重复读
3.3.3 REPEATABLE READ(Mysql默认隔离级别)
在一个事务内的多次读取的结果是一样的。这种级别下可以避免脏读不可重复读等查询问题。mysql 有两种机制可以达到这种隔离级别的效果分别是采用读写锁以及MVCC。
采用读写锁实现 为什么能可重复读只要没释放读锁在次读的时候还是可以读到第一次读的数据。
优点实现起来简单
缺点无法做到读写并行
采用MVCC实现
为什么能可重复读因为多次读取只生成一个版本读到的自然是相同数据。
优点读写并行
缺点实现的复杂度高
但是在该隔离级别下仍会存在幻读的问题关于幻读的解决我打算另开一篇来介绍。
3.3.4 SERIALIZABLE
该隔离级别理解起来最简单实现也最简单。在隔离级别下除了不会造成数据不一致问题没其他优点。 3.4 一致性的实现
数据库总是从一个一致性的状态转移到另一个一致性的状态。
下面举个例子zhangsan 从银行卡转400到理财账户: start transaction; select balance from bank where namezhangsan; // 生成 重做日志 balance600 update bank set balance balance - 400; // 生成 重做日志 amount400 update finance set amount amount 400; commit;假如执行完 update bank set balance balance - 400;之发生异常了银行卡的钱也不能平白无故的减少而是回滚到最初状态。 又或者事务提交之后缓冲池还没同步到磁盘的时候宕机了这也是不能接受的应该在重启的时候恢复并持久化。 假如有并发事务请求的时候也应该做好事务之间的可见性问题避免造成脏读不可重复读幻读等。在涉及并发的情况下往往在性能和一致性之间做平衡做一定的取舍所以隔离性也是对一致性的一种破坏。
总结
实现事务采取了哪些技术以及思想 原子性使用 undo log 从而达到回滚 持久性使用 redo log从而达到故障后恢复 隔离性使用锁以及MVCC,运用的优化思想有读写分离读读并行读写并行 一致性通过回滚以及恢复和在并发环境下的隔离做到一致性。
