数据库事务隔离级别

数据库的事务隔离级别是事务特性ACID中的隔离性的解读,主要作用是提高数据库的并发性。

一、事务的特性(ACID)

  1. 原子性:依赖于undo log(MVCC,多版本并发控制器,存储在磁盘)实现,会将原数据存储在undo log中,用于容灾。
  2. 一致性:最核心和最本质的要求,依靠于原子性、隔离性和持久性进行保证。
  3. 隔离性:依靠:锁(间隙锁),mvcc(多版本并发控制)来实现。
  4. 持久性:依赖于redo log日志来实现。

二、数据库事务隔离级别

数据库的事务隔离级别有四种,分别是读未提交、读已提交、可重复读、序列化,不同的隔离级别下会产生脏读、幻读、不可重复读等相关问题,因此在选择隔离级别的时候要根据应用场景来决定,使用合适的隔离级别。在实际的工作中很少做修改,一般都是使用默认的隔离级别:mysql默认为不可重复读,oracle为读已提交。

隔离级别 脏读 不可重复 读 幻读
READ- UNCOMMITTED
READ-COMMITTED ×
REPEATABLE- READ × ×
SERIALIZABLE × × ×

1、读未提交(READ-UNCOMMITTED

        事务的修改,即使没有提交,对其他事务也都是可见的。

        事务能够读取未提交的数据,这种情况称为脏读

2、读已提交(READ-COMMITTED)

        事务读取已提交的数据,大多数数据库的默认隔离级别。

        当一个事务在执行过程中,数据被另外一个事务修改,造成本次事务前后读取的信息不一样,这种情况称为不可重复读

3、可重复度(REPEATABLE-READ

        这个级别是MySQL的默认隔离级别,它解决了脏读的问题,同时也保证了同一个事务多次读取同样的记录是一致的,但这个级别还是会出现幻读的情况。

        幻读是指当一个事务A读取某一个范围的数据时,另一个事务B在这个范围插入行,A事务再次读取这个范围的数据时,会产生幻读。

4、序列化(SERIALIZABLE )

        最高的隔离级别,完全服从ACID的隔离级别。所有的事务依次逐个执行,这样事务之间就完全不可能产生干扰,也就是说,该级别可以防止脏读、不可重复读以及幻读。

三、事务隔离性的实现原理

        事务隔离机制的实现基于锁机制和并发调度。其中并发调度使用的是MVVC(多版本并发控制),通过保存修改的旧版本信息来支持并发一致性读和回滚等特性。锁机制采用的是间隙锁。

1、MVCC(多版本控制器)

        MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能,用更好的方式去处理读写冲突,做到即使有读写冲突时,也能做到不加锁,非阻塞并发读。

        MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本,使得读写操作没有冲突,在数据库的读操作中分为俩种:当前读和快照读。快照读是MySQL为实现MVCC的一个非阻塞读功能。

        MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个隐式字段,undo日志、read view三个组件来实现的。

1.1 三个隐式字段

        在数据库中除了我们自己创建的字段,其实表中还是存在很多隐式字段的。MVCC的实现就依赖了其中的三个隐式字段:DB_TRX_ID(事务id)、DB_ROLL_PTR(回滚指针)、DB_ROW_JD(隐式主键)。

        DB_TRX_ID:6字节,最近修改事务id,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id。

        DB_ROLL_PTR:7字节,回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合undo log,指向上一个旧版本,在第一次插入数据时DB_ROLL_PTR为空。

        DB_ROW_JD:6字节,隐藏的主键,如果数据表没有主键,那么innodb会自动生成一个6字节的row_id,如果存在主键或者唯一字段就不存在DB_ROW_JD

1.2 undo log

        undo log被称之为回滚日志,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志。

        当进行insert操作的时候,产生的undo log只在事务回滚的时候需要,并且在事务提交之后可以被立刻丢弃。

        当进行update和delete操作的时候,产生的undo log日志不仅仅在事务回滚的时候需要,在快照读的时候也需要,所以不能随便删除,只有在快照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(当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除,因为为了节省磁盘空间,innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录,如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见,那么这条记录一定时可以被清除的)。

        undo log日志采用的是链表的方式将数据进行链接。通过DB_ROLL_PTR回滚指针指向上次修改的位置。

 记录链举例:(找的资料)

1、假设有一个事务编号为1的事务向表中插入一条记录,那么此时行数据的状态为:

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2、假设有第二个事务编号为2对该记录的name做出修改,改为lisi

        在事务2修改该行记录数据时,数据库会对该行加排他锁。然后把该行数据拷贝到undo log中,作为 旧记录,即在undolog中有当前行的拷贝副本。拷贝完毕后,修改该行name为lisi,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务2的id,回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中。事务提交后,释放锁。

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3、假设有第三个事务编号为3对该记录的age做了修改,改为32

        在事务3修改该行数据的时,数据库会对该行加排他锁,然后把该行数据拷贝到undolog中,作为旧纪录,发现该行记录已经有undolog了,那么最新的旧数据作为链表的表头,插在该行记录的undolog最前面,修改该行age为32岁,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务3的id,回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录,事务提交,释放锁。

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        从上述的一系列图中,大家可以发现,不同事务或者相同事务的对同一记录的修改,会导致该记录的undo log生成一条记录版本线性表,即链表,undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录。

1.3 Read View

        Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图,在该事务执行快照读的那一刻,会生成一个数据系统当前的快照,记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。

        在讲可见性之前,首先要知道Read View中的三个全局属性:

trx_list:一个数值列表,用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID

up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID

low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID

具体的比较规则如下:

1、首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于,则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录,如果大于等于进入下一个判断

2、接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的,那么对于当前事务肯定不可见,如果小于,则进入下一步判断

3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中,如果在,则代表在Read View生成时刻,这个事务还是活跃状态,还没有commit,修改的数据,当前事务也是看不到,如果不在,则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit,那么修改的结果是能够看见的。

四、参考文件

        马士兵课程。

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