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Mysql锁、事务隔离级别、MVCC底层原理机制
锁定义​ 锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。​ 在数据库中,除了传统...
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2020/01

Mysql锁、事务隔离级别、MVCC底层原理机制

锁定义

​ 锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。
​ 在数据库中,除了传统的计算资源(如CPU、RAM、I/O等)的争用以外,数据也是一种供需要用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题,锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。

锁分类

1、从性能上分类:乐观锁和悲观锁

  • 乐观锁: version字段(比较跟上一次的版本号,如果一样则更新,如果失败则要重复读-比较-写的操作。)
  • 悲观锁:for update(锁定查询的行)

2、从对数据库操作的类型分,分为 读锁和写锁(都属于悲观锁)

  • 读锁(共享锁):针对同一份数据,多个读操作可以同时进行而不会互相影响
  • 写锁(排它锁):当前写操作没有完成前,它会阻断其他写锁和读锁

3、从对数据操作的粒度分,分为 表锁和行锁

其中扩展表锁行锁

表锁

每次操作锁住整张表。开销小,加锁快;不会出现死锁;锁定粒度大,发生锁冲
突的概率最高,并发度最低。

手动增加表锁
lock table 表名称 read(write),表名称2 read(write);
查看表上加过的锁
show open tables;
删除表锁
unlock tables;

加读锁:当前session和其他session都可以读该表,当前session中插入或者更新锁定的表都会报错,其他session插入或更新则会等待。

加写锁:当前session对该表的增删改查都没有问题,其他session对该表的所有操作被阻塞。

MyISAM在执行查询语句(SELECT)前,会自动给涉及的所有表加读锁,在执行增删改操作前,会自动给涉及的表加写锁。
1、对MyISAM表的读操作(加读锁) ,不会阻寒其他进程对同一表的读请求,但会阻赛对同一表的写请求。只有当读锁释放后,才会执行其它进程的写操作。
2、对MylSAM表的写操作(加写锁) ,会阻塞其他进程对同一表的读和写操作,只有当写锁释放后,才会执行其它进程的读写操作
总结:
简而言之,就是读锁会阻塞写,但是不会阻塞读。而写锁则会把读和写都阻塞。

行琐

每次操作锁住一行数据。开销大,加锁慢;会出现死锁;锁定粒度最小,发生锁冲突的概率最低,并发度最高。

InnoDB与MYISAM的最大不同有两点:

  • 支持事务(TRANSACTION)
  • 支持行级锁

支持事务(TRANSACTION)
支持行级锁

事务隔离级别

事务(Transaction)及其ACID属性

行锁支持事务

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,事务具有以下4个属性,通常简称为事务的ACID属性。

  • 原子性(Atomicity) :事务是一个原子操作单元,其对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行。
  • 一致性(Consistent) :在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改,以保持数据的完整性;事务结束时,所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的。
  • 隔离性(Isolation) :数据库系统提供一定的隔离机制,保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的,反之亦然。
  • 持久性(Durable) :事务完成之后,它对于数据的修改是永久性的,即使出现系统故障也能够保持。

并发事务处理带来的问题

  • 更新丢失(Lost Update)
      当两个或多个事务选择同一行,然后基于最初选定的值更新该行时,由于每

个事务都不知道其他事务的存在,就会发生丢失更新问题–最后的更新覆盖了由其
他事务所做的更新。

  • 脏读(Dirty Reads)
      一个事务正在对一条记录做修改,在这个事务完成并提交前,这条记录的数据就处于不一致的状态;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,并据此作进一步的处理,就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象的叫做“脏读”。

  一句话:事务A读取到了事务B已经修改但尚未提交的数据,还在这个数据基础上做了操作。此时,如果B事务回滚,A读取的数据无效,不符合一致性要求。

  • 不可重读(Non-Repeatable Reads)
      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改变、或某些记录已经被删除了!这种现象就叫做“不可重复读”。

  一句话:事务A读取到了事务B已经提交的修改数据,不符合隔离性

  • 幻读(Phantom Reads)
      一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据,这种现象就称为“幻读”。

  一句话:事务A读取到了事务B提交的新增数据,不符合隔离性

事务隔离级别

脏读”、“不可重复读”和“幻读”,其实都是数据库读一致性问题,必须由数
据库提供一定的事务隔离机制来解决。

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数据库的事务隔离越严格,并发副作用越小,但付出的代价也就越大,因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行,这显然与“并发”是矛盾的。

同时,不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的,比如许多应用对“不可重复读"和“幻读”并不敏感,可能更关心数据并发访问的能力。

常看当前数据库的事务隔离级别: show variables like 'tx_isolation';
设置事务隔离级别:set tx_isolation='REPEATABLE-READ';

简单描述一下隔离级别:

1、读未提交(Read uncommitted)

客户端A开启一个事务,查询用户表id=1的余额为400

在客户端A的事务提交之前,客户端B开启了另外一个事务,更新用户表id=1的余额为350,还未提交。此时客户A就可以查询到B已经更新的数据。如果客户端B回滚了,客户端B所有的操作被撤销,那么现在客户端A查询到的数据其实就是脏数据。

2、读已提交(Read committed)

客户端A开启一个事务,查询用户表id=1的余额为400

在客户端A的事务提交之前,客户端B开启一个事务,更新用户表id=1的余额为350,还未提交。此时客户端A不能查询B已经更新的数据,解决了脏数据的问题。

此时客户端B提交,客户A再进行查询,结果和上述不一致了,查询结果是客户端B更新后的数据350,即产生了不可重复读的问题。

3、可重复度(Repeatable read)

客户端A开启一个事务,查询用户表id=1的余额为400

在客户端A的事务提交之前,客户端B开启一个事务,更新用户表id=1的余额为350,提交。此时客户端A再查询用户id=1的余额还是和上一次一样是400,解决了不可重复度的问题。

此时客户端A执行更新余额,将余额-50,预测应该更新为350,但是却是300。余额使用的是客户端B提交的数据,最后数据的一致性倒是没有被破快。那么这是什么原理呢?

这是因为Mysql在可重复度隔离级别下使用了MVCC(multi-version concurrency control)机制。

select操作不会更新版本号,快照读(历史版本)(readview,快照);

insert、update和delete会更新版本号,当前读(当前版本)。

重新打开客户端B,插入一条新的数据id=4

在客户端A查询用户表,没有查询出新的数据

客户端A执行更新语句条件是where id = 4,查询更新成功。再次查询就可以查询到客户端B新增的用户id=4的数据,出现幻读。

MVCC机制

如果事务隔离级别是可重复读,那快照readview是第一次查询时所生产的。

每一个事务开启到提交中间,每次insert、update、delete操作都会生成一个undo回滚日志。

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这里模拟不同的客户端操作,操作顺序从上到下。

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文章名: 《Mysql锁、事务隔离级别、MVCC底层原理机制》
文章链接:https://niaobulashi.com/archives/mysql_transaction_mvcc.html
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Last modification:January 12th, 2020 at 06:31 pm

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