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mysql 事务之LBCC与MVCC

一、事务

数据库事务（Database Transaction）是数据库管理系统（DBMS）中执行的一系列操作，这些操作被当作一个逻辑单元进行处理，以保证数据的一致性和完整性。

ACID，事务四个关键特性

1、原子性（Atomicity）

  • 原子性意味着事务中的所有操作要么全部完成，要么全部不完成。如果事务中的某个操作失败，那么整个事务应该回滚（撤销所有已经执行的操作），使数据库返回到事务开始前的状态。

2、一致性（Consistency）

  • 一致性确保事务执行前后，数据库从一个一致状态转换到另一个一致状态。事务执行过程中，必须遵守所有数据库的完整性约束（如外键约束、唯一性约束等），以确保数据的逻辑正确性。

3、隔离性（Isolation）

  • 隔离性保证多个事务并发执行时，一个事务的中间状态对其他事务是不可见的。这样，即使多个事务并发执行，每个事务都好像是在没有其他事务并发执行的情况下单独执行的。常见的隔离级别包括未提交读（Read Uncommitted）、提交读（Read Committed）、可重复读（Repeatable Read）和可串行化（Serializable）。

4、持久性（Durability）

  • 持久性意味着一旦事务提交成功，即使系统崩溃，事务对数据库的影响也是永久的。事务的修改会被持久地保存在数据库中，不会丢失。

事务隔离级别

1、读未提交（Read Uncommitted）

  • 特点：允许一个事务读取另一个事务尚未提交的数据。
  • 问题：可能导致脏读（Dirty Read），即读取到可能最终会被回滚的数据。

2、读已提交（Read Committed）

  • 特点：一个事务只能读取另一个事务已经提交的数据。
  • 问题：可能导致不可重复读（Non-repeatable Read），即同一事务中多次读取同一数据可能得到不同的结果，因为其他事务可能在此期间对数据进行了修改。

3、可重复读（Repeatable Read）

  • 特点：确保同一事务中多次读取同一数据得到相同的结果，即使其他事务在此期间对数据进行了修改。
  • 问题：可能导致幻读（Phantom Read），即一个事务在读取某些数据行后，另一个事务插入了新行，导致第一个事务在后续读取时看到了这些新行。

4、串行化（Serializable）

  • 特点：确保事务完全隔离，就像它们按某种顺序串行执行一样。
  • 问题：性能开销最大，因为事务之间不能并发执行。

数据一致性问题

脏读（Dirty Read）

  • 定义：事务A对一个值做修改，事务B读取这个值，但由于某种原因事务A回滚撤销了对这个值的修改，导致事务B读取到的值是无效数据。
  • 影响：脏读可能会导致数据不一致的问题，因为读取到的数据可能是临时性的，尚未得到持久化，也可能被后续事务回滚掉。如果其他事务依赖于这个脏读数据进行后续操作，就可能导致系统出现错误或不一致的状态。

不可重复读（Non-repeatable Read）

  • 定义：当事务A按照查询条件得到了一个结果集，这时事务B对事务A查询的结果集数据做了修改操作。之后事务A为了数据校验继续按照之前的查询条件查询，得到的结果集与前一次查询不同，导致不可重复读取原始数据。
  • 影响：不可重复读可能导致事务在多次读取数据时得到不一致的结果，从而影响事务的正确性和一致性。

幻读（Phantom Read）

  • 定义：当事务A按照查询条件得到了一个结果集，这时事务B对事务A查询的结果集数据做新增操作，之后事务A继续按照之前的查询条件查询时，结果集平白无故多了几条数据，好像出现了幻觉一样。
  • 影响：幻读可能导致事务在读取数据时得到意外的结果，因为新的数据行在事务的两次读取之间被插入到了查询范围内。

二、InnoDB

MySQL InnoDB对隔离级别的支持

事务隔离级别脏读不可重复读幻读
未提交读(未提交读)可能可能可能
已提交读(已提交)不可能可能可能
可重复读(可重复读)不可能不可能对InnoDB 不可能
串行化(Serializable)不可能不可能不可能

MySQL InnoDB 解决不可重复读和幻读

1、LBCC （Lock-Based Concurrent Control）

读锁

select * from sys_user where id = 1 for share

Concurrency: 读锁允许多个会话并发读取，但写操作会被阻塞。写锁会阻塞其他读操作和写操作。

写锁

-- 获取行级写锁
SELECT * FROM sys_user WHERE id = 1 FOR UPDATE;

根据算法，写锁可以细分为

  • 记录锁(Record Lock)
    记录锁是锁定单个行记录的锁，防止其他事务对此行进行update和delete等修改操作。
SELECT * FROM sys_user WHERE id = 1 FOR UPDATE;

上述语句会在 sys_user 表中，锁定 id 为 1 的那一行。

  • 间隙锁 (Gap Lock)
    当进行范围查询时，没有命中记录的时候会使用间隙锁,只对添加有效，允许修改不存在的值，既只对insert有效，update无效
    间隙锁只锁定记录之间的间隙，而不锁定任何实际的记录。间隙锁用于防止其他事务在锁定的间隙中插入新记录。相同间隙锁之间不冲突

假设一个表的数据为
在这里插入图片描述

1、设置隔离级别为 REPEATABLE READ：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

2、开启事务并执行范围查询
间隙锁会锁住最后一个 key 的下一个左开右闭的区间，没有key就锁住无穷，防止幻读

START TRANSACTION;
-- 这条语句会锁定 id 在 10 和 20 之间的所有记录和间隙，锁住的是闭区间（10,20） 系统不存在数据
SELECT * FROM sys_menu_perm WHERE id <= 4 FOR UPDATE;

-- 提交第一个事务后，再次尝试插入，可以成功
COMMIT;

3、在另一个事务中尝试插入（应被阻塞）：

-- 另一个会话/事务中
START TRANSACTION;

-- 试图插入一条记录到被锁定的间隙中
INSERT INTO sys_menu_perm (id, role_id) VALUES (5, 12);  -- 被阻塞
update `saas`.sys_menu_perm set role_id = 5 where id = 8;  -- 被阻塞
INSERT INTO sys_menu_perm (id, role_id) VALUES (7, 12);  -- 不被阻塞
COMMIT;
  • 临键锁(Next-Key Lock)
    当我们使用了范围查询，不仅仅命中了Record 记录，还包含了 Gap间隙，在这种情况下我们使用的就是临键锁
    临键锁是 MySQL 里面默认的行锁算法，相当于记录锁加上间隙锁。
    临键锁不仅锁定了记录本身，还锁定了记录和前一条记录之间的间隙。这意味着它锁定了索引记录范围内的所有可能插入的位置。

假设有一个表的记录
在这里插入图片描述

1、设置隔离级别为 REPEATABLE READ：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
开启事务并执行范围查询（获取临键锁）：

2、查询并锁定 id 在 2 和 5 之间的记录和间隙
临键锁，锁住最后一个 key 的下一个左开右闭的区间，没有key就锁住无穷，防止幻读

START TRANSACTION;

SELECT * FROM employees WHERE id >= 2 AND id <= 11 FOR UPDATE; -- 验证插入是否被阻塞（在另一个事务中尝试插入）：
左开右闭的区间，会锁住 2,（2，5],（5，9], (9,11],(11,15] -- 临键锁，锁住最后一个 key 的下一个左开右闭的区间。防止幻读

-- 提交第一个事务后，再次尝试插入，可以成功
COMMIT;

3、验证插入是否被阻塞（在另一个事务中尝试插入）

-- 在另一个会话/事务中
START TRANSACTION;
-- 试图在已经锁定的间隙中插入新记录
INSERT INTO sys_menu_perm (id, role_id) VALUES (10, 12);  -- 被阻塞

INSERT INTO sys_menu_perm (id, role_id) VALUES (16, 12);  -- 不被阻塞

-- 试图在已经锁定的间隙中更新记录
update `saas`.sys_menu_perm set role_id = 15 where id = 15;  -- 被阻塞

COMMIT;

注意：

  • 1、在读已提交（READ COMMITTED）隔离级别下，InnoDB 只会使用记录锁，不会应用间隙锁和临键锁。
  • 2、不使用索引的话会锁住全表
  • 3、在非唯一索引情况下，使用等值查询的时候，也会锁住下一个间隙，所有索引情况下，范围查询都会锁住下一个左开右闭的间隙
    例如表数据如下
    在这里插入图片描述

唯一索引

事务一：
START TRANSACTION;
-- 这条语句会锁定 id 在 8 和 （8,10] 的记录和间隙
SELECT * FROM `saas`.sys_menu_perm WHERE id = 8 FOR UPDATE;

commit;

事务二：
START TRANSACTION;
INSERT INTO `saas`.sys_menu_perm (id, role_id) VALUES (9, 9);  -- 不会被阻塞
commit;

非唯一索引

事务一：
START TRANSACTION;
-- 这条语句会锁定 id = 8 的记录
SELECT * FROM `saas`.sys_menu_perm WHERE role_id = 8 FOR UPDATE;

commit;

事务二：
START TRANSACTION;
INSERT INTO `saas`.sys_menu_perm (id, role_id) VALUES (9, 9);  -- 会被阻塞
commit;

原理
在这里插入图片描述

2、MVCC（Multi-Version Concurrency Control）

核心组件
1、版本链（Version Chain）

InnoDB通过为每行记录保存多个版本的快照来实现MVCC。这些版本通过隐式生成的列来管理，包括：

  • m_ids：Read View 创建时未提交的活跃事务 ID 列表。m_ids 不包括当前事务自己和已提交的事务（正在内存中）。

  • m_creator_trx_id：创建该 Read View 的事务 ID。

  • m_low_limit_id（max_trx_id）：目前出现过的最大的事务 ID+1，即下一个将被分配的事务 ID。

  • m_up_limit_id（min_trx_id）： m_ids 中最小的事务 ID，如果 m_ids 为空，则 m_low_limit_id为m_up_limit_id

2、隐藏字段：

  • DB_TRX_ID：6字节，记录最近修改（修改/插入）该记录的事务ID。
  • DB_ROLL_PTR：7字节，回滚指针，指向该记录的上一个版本（存储于rollback segment里），用于配合undo日志
  • DB_ROW_ID：6字节，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引。

3、undo日志：

  • insert undo log：事务在insert新记录时产生的undo日志，只在事务回滚时需要，并且在事务提交后可以被立即丢弃。
  • update undo log：事务在进行update或delete时产生的undo日志，不仅在事务回滚时需要，在快照读时也需要，所以不能随便删除，只有在快速读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除。

4、Read View：

  • 事务进行快照读操作时生成的读视图，在该事务执行快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个版本视图，RR级别的Read View保持不变

Read View 可见性具体判断如下：

  • DB_TRX_ID == m_creator_trx_id ，表示当前事务访问自己的记录。
  • DB_TRX_ID < m_up_limit_id，说明生成该版本的事务在当前事务生成 Read View 之前已经提交，因此该版本可以被当前事务访问。
  • DB_TRX_ID >= m_low_limit_id ，说明生成该版本的事务在当前事务生成 Read View 之后才提交，因此该版本不能被当前事务访问。
  • m_low_limit_id > DB_TRX_ID >= m_up_limit_id ，检查 DB_TRX_ID 在m_ids 列表中，事务仍处于活跃状态，因此该版本不能被访问；如果不在列表中，说明在创建 Read View 时生成该版本的事务已经提交，因此该版本可以被访问。

快照读与当前读
1、快照读：

  • 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。
  • 快照读的实现基于多版本并发控制，即MVCC，它避免了加锁操作，降低了开销。
  • 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。

2、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。
  • 当前读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。

示例
表sys_menu_perm的数据如下
在这里插入图片描述
在各个时间段事务1、2 、3分别执行查询更新插入操作
在这里插入图片描述

分析：
T1 的 read view 为

字段值
m_ids[T1]
m_low_limit_idT2
m_up_limit_idT1
m_creator_trx_idT1

T3 的 read view 为

字段值
m_ids[T1,T3]
m_low_limit_idT4
m_up_limit_idT1
m_creator_trx_idT3

对于 Time 5 时刻，版本链数据为
在这里插入图片描述

对于事务T1，判断规则如下

  • ID = 6
    链路第一条数据，DB_TRX_ID不存在，即为数据库的原始数据，可以访问的记录。

  • ID = 8
    链路第一条数据，DB_TRX_ID = T2 ，DB_TRX_ID >= m_low_limit_id ，说明生成该版本的事务在当前事务生成 Read View 之后才提交，因此该版本不能被当前事务访问。
    链路第二条数据，DB_TRX_ID不存在，即为数据库的原始数据，可以访问的记录。

对于事务T3，判断规则如下

  • ID = 6
    链路第一条数据，DB_TRX_ID不存在，即为数据库的原始数据，可以访问的记录。
  • ID = 8
    链路第一条数据，DB_TRX_ID = T2，m_low_limit_id > DB_TRX_ID >= m_up_limit_id ，检查 DB_TRX_ID 不在 m_ids 列表中，说明在创建 T3 的 Read View 时生成该版本的事务已经提交，因此该版本可以被访问。

对于 Time 9 时刻，版本链数据为
在这里插入图片描述
对于事务T1，判断规则如下

  • ID = 2
    链路第一条数据，DB_TRX_ID = T3，DB_TRX_ID >= m_low_limit_id，说明生成该版本的事务在当前事务生成 Read View 之后才提交，因此该版本不能被当前事务访问。

  • ID = 6
    链路第一条数据，DB_TRX_ID不存在，即为数据库的原始数据，可以访问的记录。

  • ID = 8
    链路第一条数据，DB_TRX_ID = T1 ，DB_TRX_ID == m_creator_trx_id ，表示当前事务访问自己的记录。

悦读

道可道，非常道；名可名，非常名。 无名，天地之始，有名，万物之母。 故常无欲，以观其妙，常有欲，以观其徼。 此两者，同出而异名，同谓之玄，玄之又玄，众妙之门。

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