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MySQL事务的隔离性 MySQL事务的隔离性是怎样实现的

Java识堂 人气:0
想了解MySQL事务的隔离性是怎样实现的的相关内容吗,Java识堂在本文为您仔细讲解MySQL事务的隔离性的相关知识和一些Code实例,欢迎阅读和指正,我们先划重点:MySQL事务的隔离性,MySQL事务隔离性,下面大家一起来学习吧。

并发场景

最近做了一些分布式事务的项目,对事务的隔离性有了更深的认识,后续写文章聊分布式事务。今天就复盘一下单机事务的隔离性是如何实现的?

隔离的本质就是控制并发,如果SQL语句就是串行执行的。那么数据库的四大特性中就不会有隔离性这个概念了,也就不会有脏读,不可重复读,幻读等各种问题了

对数据库的各种并发操作,只有如下四种,写写,读读,读写和写读

写-写

事务A更新一条记录的时候,事务B能同时更新同一条记录吗?

答案肯定是不能的,不然就会造成脏写问题,那如何避免脏写呢?答案就是加锁

读-读

MySQL读操作默认情况下不会加锁,所以可以并行的读

读-写 和 写-读

基于各种场景对并发操作容忍程度不同,MySQL就搞了个隔离性的概念。你自己根据业务场景选择隔离级别。

√ 为会发生,×为不会发生

隔离级别 脏读 不可重复读 幻读
read uncommitted(未提交读)
read committed(提交读) ×
repeatable read(可重复读) × ×
serializable (可串行化) × × ×

所以你看,MySQL是通过锁和隔离级别对MySQL进行并发控制的

MySQL中的锁

行级锁

InnoDB存储引擎中有如下两种类型的行级锁

如果事务T1获取了一条记录的S锁之后,事务T2也要访问这条记录。如果事务T2想再获取这个记录的S锁,可以成功,这种情况称为锁兼容,如果事务T2想再获取这个记录的X锁,那么此操作会被阻塞,直到事务T1提交之后将S锁释放掉

如果事务T1获取了一条记录的X锁之后,那么不管事务T2接着想获取该记录的S锁还是X锁都会被阻塞,直到事务1提交,这种情况称为锁不兼容。

多个事务可以同时读取记录,即共享锁之间不互斥,但共享锁会阻塞排他锁。排他锁之间互斥

S锁和X锁之间的兼容关系如下

兼容性 X锁 S锁
X锁 互斥 互斥
S锁 互斥 兼容

update,delete,insert 都会自动给涉及到的数据加上排他锁,select 语句默认不会加任何锁

那什么情况下会对读操作加锁呢?

InnoDB中有如下三种锁

写个Demo演示一下

CREATE TABLE `girl` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(255),
  `age` int(11),
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
insert into girl values
(1, '西施', 20),
(5, '王昭君', 23),
(8, '貂蝉', 25),
(10, '杨玉环', 26),
(12, '陈圆圆', 20);

Record Lock

对单个记录加锁

如把id值为8的数据加一个Record Lock,示意图如下

在这里插入图片描述

Record Lock也是有S锁和X锁之分的,兼容性和之前描述的一样。

SQL执行加什么样的锁受很多条件的制约,比如事务的隔离级别,执行时使用的索引(如,聚集索引,非聚集索引等),因此就不详细分析了,举几个简单的例子。

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主键进行等值查询
-- 对id=8的记录加S型Record Lock
select * from girl where id = 8 lock in share mode;

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主键进行等值查询
-- 对id=8的记录加X型Record Lock
select * from girl where id = 8 for update;

Gap Lock

锁住记录前面的间隙,不允许插入记录

MySQL在可重复读隔离级别下可以通过MVCC和加锁来解决幻读问题

当前读:加锁
快照读:MVCC

但是该如何加锁呢?因为第一次执行读取操作的时候,这些幻影记录并不存在,我们没有办法加Record Lock,此时可以通过加Gap Lock解决,即对间隙加锁。

在这里插入图片描述

如一个事务对id=8的记录加间隙锁,则意味着不允许别的事务在id=8的记录前面的间隙插入新记录,即id值在(5, 8)这个区间内的记录是不允许立即插入的。直到加间隙锁的事务提交后,id值在(5, 8)这个区间中的记录才可以被提交

我们来看如下一个SQL的加锁过程

-- REPEATABLE READ 利用主键进行等值查询
-- 但是主键值并不存在
-- 对id=8的聚集索引记录加Gap Lock
SELECT * FROM girl WHERE id = 7 LOCK IN SHARE MODE;

由于id=7的记录不存在,为了禁止幻读现象(避免在同一事务下执行相同的语句得到的结果集中有id=7的记录),所以在当前事务提交前我们要预防别的事务插入id=7的记录,此时在id=8的记录上加一个Gap Lock即可,即不允许别的事务插入id值在(5, 8)这个区间的新记录

在这里插入图片描述

给大家提一个问题,Gap Lock只能锁定记录前面的间隙,那么最后一条记录后面的间隙该怎么锁定?

其实mysql数据是存在页中的,每个页有2个伪记录

为了防止其它事务插入id值在(12, +∞)这个区间的记录,我们可以给id=12记录所在页面的Supremum记录加上一个gap锁,此时就可以阻止其他事务插入id值在(12, +∞)这个区间的新记录

Next-key Lock

同时锁住数据和数据前面的间隙,即数据和数据前面的间隙都不允许插入记录
所以你可以这样理解Next-key Lock=Record Lock+Gap Lock

在这里插入图片描述

-- REPEATABLE READ 利用主键进行范围查询
-- 对id=8的聚集索引记录加S型Record Lock
-- 对id>8的所有聚集索引记录加S型Next-key Lock(包括Supremum伪记录)
SELECT * FROM girl WHERE id >= 8 LOCK IN SHARE MODE;

因为要解决幻读的问题,所以需要禁别的事务插入id>=8的记录,所以

表级锁

表锁也有S锁和X锁之分

在对某个表执行select,insert,update,delete语句时,innodb存储引擎是不会为这个表添加表级别的S锁或者X锁。

在对表执行一些诸如ALTER TABLE,DROP TABLE这类的DDL语句时,会对这个表加X锁,因此其他事务对这个表执行诸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的语句会发生阻塞

在系统变量autocommit=0,innodb_table_locks = 1时,手动获取InnoDB存储引擎提供的表t的S锁或者X锁,可以这么写

对表t加表级别的S锁

lock tables t read

对表t加表级别的X锁

lock tables t write

如果一个事务给表加了S锁,那么

如果一个事务给表加了X锁,那么

所以修改线上的表时一定要小心,因为会使大量事务阻塞,目前有很多成熟的修改线上表的方法,不再赘述

隔离级别

读未提交:每次读取最新的记录,没有做特殊处理
串行化:事务串行执行,不会产生并发

所以我们重点关注读已提交可重复读的隔离实现!

这两种隔离级别是通过MVCC(多版本并发控制)来实现的,本质就是MySQL通过undolog存储了多个版本的历史数据,根据规则读取某一历史版本的数据,这样就可以在无锁的情况下实现读写并行,提高数据库性能

那么undolog是如何存储修改前的记录?

对于使用InnoDB存储引擎的表来说,聚集索引记录中都包含下面2个必要的隐藏列

trx_id:一个事务每次对某条聚集索引记录进行改动时,都会把该事务的事务id赋值给trx_id隐藏列

roll_pointer:每次对某条聚集索引记录进行改动时,都会把旧的版本写入undo日志中。这个隐藏列就相当于一个指针,通过他找到该记录修改前的信息

如果一个记录的name从貂蝉被依次改为王昭君,西施,会有如下的记录,多个记录构成了一个版本链

在这里插入图片描述

为了判断版本链中哪个版本对当前事务是可见的,MySQL设计出了ReadView的概念。4个重要的内容如下

当对表中的记录进行改动时,执行insert,delete,update这些语句时,才会为事务分配唯一的事务id,否则一个事务的事务id值默认为0。

max_trx_id并不是m_ids中的最大值,事务id是递增分配的。比如现在有事务id为1,2,3这三个事务,之后事务id为3的事务提交了,当有一个新的事务生成ReadView时,m_ids的值就包括1和2,min_trx_id的值就是1,max_trx_id的值就是4

请添加图片描述

执行过程如下:

好了,我们知道了版本可见性的获取规则,那么是怎么实现读已提交和可重复读的呢?

其实很简单,就是生成ReadView的时机不同

举个例子,先建立如下表

CREATE TABLE `girl` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(255),
  `age` int(11),
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

Read Committed

Read Committed(读已提交),每次读取数据前都生成一个ReadView

在这里插入图片描述

下面是3个事务执行的过程,一行代表一个时间点

在这里插入图片描述

先分析一下5这个时间点select的执行过程

在这里插入图片描述

再分析一下8这个时间点select的执行过程

当事务id为200的事务提交时,查询得到的name列为杨玉环。

Repeatable Read

Repeatable Read(可重复读),在第一次读取数据时生成一个ReadView

在这里插入图片描述

可重复读因为只在第一次读取数据的时候生成ReadView,所以每次读到的是相同的版本,即name值一直为貂蝉,具体的过程上面已经演示了两遍了,我这里就不重复演示了,相信你一定会自己分析了。

参考博客

[1]https://souche.yuque.com/bggh1p/8961260/gyzlaf
[2]https://zhuanlan.zhihu.com/p/35477890

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