Mysql 中的MVCC原理，undo日志的依赖

一、 MVCC 原理了解

读锁:
也叫共享锁、S锁，若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改A，其他事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S 锁。这保证了其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。
写锁:
又称排他锁、X锁。若事务T对数据对象A加上X锁，事务T可以读A也可以修改A，其他事务不能再对A加任何锁，直到T释放A上的锁。这保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。
表锁:
操作对象是数据表。Mysql大多数锁策略都支持（常见mysql innodb），是系统开销最低但并发性最低的一个锁策略。事务t对整个表加读锁，则其他事务可读不可写，若加写锁，则其他事务增删改都不行。
行级锁:
操作对象是数据表中的一行。是MVCC技术用的比较多的，但在MYISAM用不了，行级锁用mysql的储存引擎实现而不是mysql服务器。但行级锁对系统开销较大，处理高并发较好。
Autocommit:
mysql一个系统变量，默认情况下autocommit=1表示mysql把没一条sql语句自动的提交，而不用commit语句。所以，当要开启事务操作时，要把autocommit设为0，可以通过“set session autocommit=0; ”来设置
MVCC: （MVCC,Multiversion Currency Control）
多版本并发控制。一般情况下，事务性储存引擎不是只使用表锁，行加锁的处理数据，而是结合了MVCC机制，以处理更多的并发问题。Mvcc处理高并发能力最强，但系统开销比最大（较表锁、行级锁），这是最求高并发付出的代价。

当使用锁（尤其排他锁-行锁）进行并发控制，开销是非常大的，而使用MVCC机制来做，能一定程度的代替行锁，就可以有效降低系统开销

InnoDB的MVCC,是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的,这两个列，分别保存了这个行的创建时间，一个保存的是行的删除时间。这里存储的并不是实际的时间值,而是系统版本号(可以理解为事务的ID)，没开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增，事务开始时刻的系统版本号会作为事务的ID.

话外内容：############开始###############

InnoDB的内核，会对所有row数据增加三个内部属性：

1.DB_TRX_ID：一个6byte的标识，每处理一个事务，其值自动+1
下面提到的“创建时间”和“删除时间”记录的就是这个DB_TRX_ID的值
如insert、update、delete操作时，删除操作用1个bit表示。
DB_TRX_ID是最重要的一个，可以通过语句“show engine innodb status”来查找

2.DB_ROLL_PTR: 大小是7byte,指向写到rollback segment（回滚段）的一条undo log记录
（update操作的话，记录update前的ROW值）

3.DB_ROW_ID: 大小是6byte,该值随新行插入单调增加。
当由innodb自动产生聚集索引时聚集索引(即没有主键时,因为MYSQL默认聚簇表,会自动生成一个ROWID)
包括这个DB_ROW_ID的值，
不然的话聚集索引中不包括这个值,这个用于索引当中。

话外内容：############结束###############

如：列子，假设版本好初始为1

create table tb(
id int auto_increment primary key,
name cahr(32));

创建几条数据：insert 操作:第一个事务ID为1

start transaction;
insert into tb(name) values('shenjian') ;
insert into tb(name) values('zhangshan');
insert into tb(name) values('lisi');
commit;

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	undefinded
2	zhangsan	1	undefinded
3	lisi	1	undefinded

对select 的影响：

innodb 只会去查找版本好小于或等于（早于）当前事务ID的数据行，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的
行的删除版本要么未定义,要么大于当前事务版本号,这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除.
只有1、2同时满足的记录，才能返回作为查询结果.

例2：delete操作
InnoDB会为删除的每一行保存当前系统的版本号(事务的ID)作为删除标识.
看下面的具体例子分析:
第二个事务,ID为2;

start transaction;
select * from tb;  //(第一步操作：1)
select * from tb;  //(第二部操作：2)
commit;

假设：在这个事务的的执行过程中到第一步操作：1 的时候。
又开启了一个新事务（ID 为3）向表中执行Insert 操作插入数据

start transaction;
insert into tb(name) values('wangwu') ;
commit;

此时的表中数据为：

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	undefinded
2	zhangsan	1	undefinded
3	lisi	1	undefinded
4	wangwu	3	undefinded

然后刚才事务2，中的第二步：2 开始执行，引文id=4的数据的创建时间(事务ID为3),执行当前事务的ID为2,而InnoDB只会查找事务ID小于等于当前事务ID的数据行,所以id=4的数据行并不会在执行事务2中的第二步：2 中被检索出来,在事务2中的两条select 语句检索出来的数据都只会下表:

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	undefinded
2	zhangsan	1	undefinded
3	lisi	1	undefinded

再假设：假设在执行事务ID为2的过程中,刚执行到了第一步：1,假设事务执行完事务3后，接着又执行了事务4;
事务4：

st art transaction;
delete  from tb where id=1;
commit;

此时数据库中的表为：

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	4
2	zhangsan	1	undefinded
3	lisi	1	undefinded
4	wangwu	3	undefinded

接着执行事务ID为2的第二步：2,根据select 检索条件可以知道,它会检索创建时间(创建事务的ID)小于当前事务ID的行和删除时间(删除事务的ID)大于当前事务的行,而id=4的行上面已经说过,而id=1的行由于删除时间(删除事务的ID)大于当前事务的ID,所以事务2的第二步：2 select * from tb 会把id=1的数据检索出来.所以,事务2中的两条select 语句检索出来的数据都如下:

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	4
2	zhangsan	1	undefinded
3	lisi	1	undefinded

update：
InnoDB执行UPDATE，实际上是新插入了一行记录，并保存其创建时间为当前事务的ID，同时保存当前事务ID到要UPDATE的行的删除时间.

再再假设：
假设在执行完事务2的第一步：1 后又执行,其它用户执行了事务3,4,这时，又有一个用户对这张表执行了UPDATE操作:

第5个事务:

start transaction;
update tb set name='xxx' where id=2;
commit;

按照update的更新原则:会生成新的一行,并在原来要修改的列的删除时间列上添加本事务ID,得到表如下:

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	4
2	zhangsan	1	5
3	lisi	1	undefinded
4	wangwu	3	undefinded
2	xxx	5	undefinded

继续执行事务2第二步：2,根据select 语句的检索条件（创建时间事务ID小于自己查询事务ID的，和删除时间事务ID大于自身的查询事务ID）,得到下表:

id	name	创建时间(事务ID)	删除时间(事务ID)
1	shenjian	1	4
2	zhangsan	1	5
3	lisi	1	undefinded

并得不到上上个表的ID=4的第四行（因为创建事务ID=3 > 查询事务ID=2）和第五行Update 事务创建的ID=2 的更新数据（因为创建他的Update 事务ID=5 > 查询事务ID=2）

posted @ 2018-10-15 11:42 G1733 阅读(2823) 评论(0) 编辑收藏举报

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