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news 2025/10/31 20:20:14

域名注册完成后怎么做网站,网络安装,如何防止网站挂马,浪尖设计集团有限公司目录事务如何使用 ACID 原子性(Atomicity) 原子性实现原理持久性(Durability) 持久性实现原理隔离性隔离级别读未提交读已提交可重复读串行化隔离级别原理锁共享锁独占锁意向锁索引记录锁间隙锁临键锁插入意向锁自增锁 MVCC 实现…目录事务如何使用 ACID 原子性(Atomicity) 原子性实现原理持久性(Durability) 持久性实现原理隔离性隔离级别读未提交读已提交可重复读串行化隔离级别原理锁共享锁独占锁意向锁索引记录锁间隙锁临键锁插入意向锁自增锁 MVCC 实现原理一致性(Consistency) 事务事务是将一组SQL语句打包成一个整体在这组SQL的执行过程中要么全部成功要么全部失败。这组SQL语句可以是一条也可以是多条。如果转账成功应该满足以下要求张三的账户余额减少100变成900李四的账户余额增加了100变成1100。不允许出现张三的余额减少而李四的余额没有增加的情况。原子性转账前张三和李四的总余额不变即转账前他们的余额总数为2000转账后他们的余额总数也应为2000。一致性转账后的余额结果应当保存到存储介质中以便日后查询和确认。持久性在转账过程中张三和李四的余额不能因为其他转账事件而受到干扰。隔离性如何使用在MySQL中只有InnoDB引擎支持事务。通过下面的一些语句可以完成对事务的控制。 START TRANSACTION 或 BEGIN开始一个新的事务。 COMMIT提交当前事务并将更改持久化保存到数据库中。 ROLLBACK回滚当前事务取消其所有更改将数据库恢复到事务开始前的状态。 SET autocommit禁用或启用当前会话的默认自动提交模式。autocommit 是一个系统变量可以通过选项指定或者通过命令行设置 --autocommit{OFF|ON}。默认情况下MySQL启用事务的自动提交模式。这意味着每个单独的SQL语句都被视为一个独立的事务并且在语句执行完成后会自动提交事务就好像被 START TRANSACTION 和 COMMIT 包裹一样。因此不能使用 ROLLBACK 来撤销单个语句的执行结果。如果在语句执行期间发生错误MySQL会自动回滚当前语句所引起的任何更改。 ACID ACID原子性、一致性、隔离性、持久性模型是数据库设计的重要原则旨在确保事务处理的可靠性和数据完整性。MySQL的InnoDB存储引擎严格遵循ACID模型。原子性(Atomicity) 事务中的所有操作要么全部完成并提交要么全部取消回滚。在MySQL中使用 COMMIT 提交事务或 ROLLBACK 回滚事务来保证原子性。原子性实现原理实现回滚的依据就是靠 uodo 日志来完成的。http://t.csdnimg.cn/s7E9X 具体看uodo日志部分。持久性(Durability) 在提交事务时MySQL会将数据持久化到存储介质比如磁盘。通常情况下这一过程是可靠的但在服务器崩溃或突然断电的情况下可能会发生事务只部分写入数据文件的情况导致数据不完整从而破坏数据的一致性。持久性实现原理具体查看Redo日志部分http://t.csdnimg.cn/O5ImZ 为了解决这个问题MySQL采用了以下几种机制来确保事务的持久化和数据的一致性重做日志Redo Log在真正将数据写入数据文件之前MySQL会将事务中的所有数据修改操作记录到重做日志中。这些日志记录允许在服务器重启后重新执行尚未完成的事务操作从而确保所有必须持久化的数据都能被写入存储介质中。双写缓冲区Doublewrite BufferMySQL还使用双写缓冲区来避免因写入过程中崩溃而导致的数据文件损坏。它首先将数据写入双写缓冲区然后再将数据写入实际的数据文件。这种方式可以保证即使在写入过程中出现故障数据文件也不会受到破坏。二进制日志Binary Log除了重做日志MySQL还使用二进制日志来记录数据库的所有修改操作。这些日志不仅用于恢复操作还可以用于数据库复制和恢复等操作。隔离性 MySQL服务可以同时被多个客户端访问每个客户端执行的 DML 语句以事务为基本单位。当不同的客户端对同一张表中的同一条数据进行修改时可能会出现相互影响的情况。为了保证不同的事务在执行过程中不受影响事务之间需要相互隔离这种特性就是隔离性。隔离级别 MySQL通过实现不同级别的事务隔离性如读未提交、读已提交、可重复读和串行化来满足不同的应用场景需求开发人员可以根据具体需求选择合适的隔离级别来平衡并发性能和数据一致性。读未提交读未提交的事务允许事务读取其他事务还未提交的数据(脏读)。对于name张三这一行数据事务A是读操作事务B是写操作。刚开始事务A读到name张三但是事务B还没有提交它后续把name改成李四。这样事务A读到的就是脏数据。读已提交读已提交的事务事务只能读到其他事务已提交的数据。事务A使用相同的查询得到不同结果因为可能其他事务修改了数据并进行了提交。对于name张三这一行数据事务A是读操作事务B是写操作。刚开始事务A读到name张三然后事务B修改name李四并提交了事务。但是事务A还没有结束它最后还要读一下这行的值在查询就是name李四。两次查询到的结果不一致。可重复读可以重复读某一行数据确保在同一个事务中多次读取相同行的结果是一致的。InnoDB默认的隔离界别对于name张三这一行数据及其附近行的已有的数据事务A是读操作事务B是写操作。刚开始事务A读到了这些行的数据事务B想修改这些已有行中的一些数据但这是不允许的但是事务B可以往这些行中添加一行这样按照之前的条件查询可能会多出来一行。串行化这是最高的隔离级别它通过强制事务串行执行来完全隔离从而避免了脏读、不可重复读和幻读。这种级别可以提供最严格的隔离但可能导致效率低下因为它限制了多个事务同时操作数据的能力。隔离级别原理对于上面的隔离级别InnoDB使用锁和MVCC来控制不同级别的实现。锁从锁粒度上InnoDB存储引擎的锁粒度可以分为行级锁和表级锁。MySQL8版本没有页级锁从锁模式上(如何申请锁)共享锁(S)、独占锁(X)、意向共享锁(IS)、意向独占锁(IX)、记录所、间隙锁、Next-Key锁(临键锁)、Auto-INC锁(自增锁)等。共享锁独占锁这两个锁是行级锁共享锁(S锁)允许持有该锁的事务读取表中的一行记录同时允许其他事务在锁定行上加另一个共享锁并读取被锁定的对象但不能对其进行写操作。独占锁(X锁)允许持有该锁的事务对数据行进行更新或删除同时不论其他事务对锁定行进行读取或修改都不允许对锁定行进行加锁。如果事务T1持有R行上的共享锁(S)那么事务T2请求R行上的锁时会有如下处理 T2请求S锁会立即被授予此时T1和T2都对R行持有S锁。T2请求X锁不能立即被授予会被阻塞直到T1释放对R行的共享锁。如果事务T1持有R行上的独占锁(X)那么T2请求R行上的任意类型锁都不能立即被授予事务T2必须等待事务T1释放R行上的锁。 -- 对查询结果集中的每行数据都加共享锁 SELECT * FROM account WHERE id 2 FOR SHARE; -- MySQL 8.0及更高版本推荐写法 SELECT * FROM account WHERE id 2 LOCK IN SHARE MODE; -- MySQL 8.0及之前版本写法-- 对查询结果集中的每行数据都加排他锁 SELECT * FROM account WHERE id 1 FOR UPDATE;-- 可以使用以下SQL在监视器中查看锁信息 SHOW ENGINE INNODB STATUS\G;意向锁 InnoDB支持多粒度锁允许行锁和表锁共存。InnoDB使用意向锁实现多粒度级别的锁。意向锁是表级别的锁不是真正的锁而是记录事务将要对表中的哪些行加哪种类型的锁共享锁或排他锁。意向锁分为两种意向共享锁(IS)表明事务打算对表中的单个行设置共享锁。意向排他锁(IX)表明事务打算对表中的单个行设置排他锁。在获取意向锁时有如下协议在事务获得表中某一行的共享锁(S)之前必须首先获得该表上的IS锁或更强的锁。在事务获得表中某一行的排他锁(X)之前必须首先获得该表上的IX锁。意向锁可以提高加锁的性能因为在真正加锁之前不需要遍历表中的行来检查是否已经加锁只需要查看表中的意向锁即可。在请求锁的过程中如果将要请求的锁与现有锁兼容则将锁授予请求的事务如果与现有锁冲突则不会授予并且事务将阻塞等待直到冲突的锁被释放。意向锁与行级锁兼容性如下索引记录锁也叫精准行锁。在索引记录上的一行加锁。间隙锁间隙锁锁定的是索引记录之间的间隙或者第一个索引记录之前再或者最后一个索引记录之后的间隙。比如锁(10,20)不包括10和20 间隙可以跨越单个或多个索引值如果 id 没有被索引或者是一个非唯一的索引上述语句将锁定对应记录前面的间隙。不同事务的间隙锁可以共存一个事务的间隙锁不会阻止另一个事务在相同的间隙上使用间隙锁。共享间隙锁和独占间隙锁之间没有区别。当事务隔离级别设置为 READ COMMITTED 时间隙锁会被禁用对于搜索和索引扫描不再使用间隙锁定。临键锁是指索引记录锁和索引记录之前的间隙上的间隙锁的组合。插入意向锁插入意向锁是一种特殊的间隙锁在向索引记录之前的间隙进行插入操作时使用。如果多个事务尝试向相同索引间隙的不同位置插入记录则它们不需要互相等待。举例来说假设已经存在索引值为10和20的记录两个事务分别尝试插入索引值为15和16的行。在获取插入行上的排他锁之前每个事务都会用插入意向锁锁定10到20之间的间隙但它们不会相互阻塞因为它们所操作的行并不冲突。自增锁 AUTO-INC锁也称为自增锁是一种表级锁用于服务配置了 AUTO_INCREMENT 自增列的表。在插入数据时会在表上加上自增锁并生成自增值同时阻塞其他事务的操作以确保值的唯一性。需要注意的是当一个事务执行新增操作并生成了自增值但事务回滚时申请到的主键值不会回退这意味着在表中可能出现自增值不连续的情况。 MVCC 频繁加锁与释放锁对性能影响较大。为了提高性能InnoDB引入了另一种事务隔离性的实现机制MVCCMulti-Version Concurrency Control多版本并发控制。MVCC能够解决脏读、不可重复读等事务间读写问题。在某些场景中MVCC取代了低效的锁机制在保证隔离性的同时提升了读取效率和并发性能。实现原理 MVCC的实现基于Undo Log版本链和ReadView来完成。在执行Update或Delete操作时每次操作的上一个版本会被记录在Undo Log中。每条Undo Log记录都包含一个称为roll_pointer的引用信息通过roll_pointer可以将某条数据对应的Undo Log组织成一个Undo链。数据行的头部通过数据行中的roll_pointer与Undo Log中的第一条日志进行关联从而形成一条完整的数据版本链。在MVCC中每条被修改的记录都会形成一条版本链记录了该数据的所有变更历史。当有事务对这条数据进行修改时会将修改后的数据连接到版本链的头部。在MVCC中确定在查询时要选择哪个版本的数据需要使用ReadView结构。ReadView是一个内存结构用于在事务执行SELECT查询时构造一个视图创建时机。这个视图中记录了版本链的一些统计值以便在后续查询处理中不需要遍历所有版本链。这些统计值具体包括 m_ids当前所有活跃事务的集合(启动还未提交的事务)m_low_limit_id活跃事务集合中最小事务Idm_up_limit_id下一个将被分配的事务Id即版本链头的事务Id 1m_creator_trx_id创建当前ReadView的事务Id 这些值帮助系统确定在当前事务开始时哪些版本是可见的即哪些版本的数据可以被读取从而有效地支持MVCC的并发控制和数据一致性。在执行 SELECT 查询时当事务 ID 为 201 的事务创建了一个 ReadView 后根据以下的查询规则会找到唯一的可用版本 m_ids活跃事务集合为 [90, 100, 200]m_up_limit_id活跃事务中最小的事务ID是 90m_low_limit_id预分配的事务ID为 202最大事务ID为预分配事务ID减一即 201m_creator_trx_id当前创建 ReadView 的事务ID为 201 查找规则第一步判断该版本是否为当前事务创建。若 m_creator_trx_id 等于该版本事务ID则意味着读取自己修改的数据可以直接访问如果不等则进入第二步。第二步若该版本事务ID小于 m_up_limit_id最小事务ID意味着该版本在生成当前 ReadView 之前已经提交可以直接访问已提交的事务如果不是则进入第三步。第三步若该版本事务ID大于等于 m_low_limit_id最大事务ID意味着该版本在生成当前 ReadView 之后才创建所以肯定不能被当前事务访问因此无需进行第四步判断直接遍历下一个版本如果不是则进入第四步。第四步若该版本事务ID在 m_up_limit_id最小事务ID和 m_low_limit_id最大事务ID之间同时该版本不在活跃事务列表中意味着在创建当前 ReadView 时该版本已经提交可以直接访问比如事务id150如果不是则继续遍历并判断下一个版本。这样查询可以解决脏读的问题。首先幻读无法单独通过MVCC解决。对于不可重复读问题在事务中的第一个select时创建一个ReadView。后续的查询都使用这个ReadView来判断因此每次查询的结果都是相同的从而解决了不可重复读问题。也就是在REPEATABLE READ可重复读隔离级别下整个事务周期只使用第一个查询锁创建的ReadView。如果事务每次查询都创建一个新的ReadView那么就会出现不可重复读问题。在READ COMMITTED读已提交隔离级别下就是采用这种实现方式。一致性(Consistency) 保证了原子性、持久性和隔离性后一致性也就自然而然的保证了。
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