mysql事务隔离级别和mvcc

文章目录

  • 前言
  • 一、准备
  • 一、事务隔离级别
  • 二、事务并发执行遇到的问题
  • 二、SQL标准中的四种隔离级别
  • 二、MySQL中支持的四种隔离级别
  • 二、MVCC原理
    • 二、版本链
    • 二、ReadView
    • 二、MVCC小结
    • 关于purge
  • 总结

前言

本文参考与《MySQL是怎样运行的:从根儿上理解MySQL》
作者:小孩子4919
这本书讲的非常有结构和套路,想系统学习mysql推荐大家购买。


一、准备

为了故事的顺利发展,我们需要创建一个表:

CREATE TABLE hero (
    number INT,
    name VARCHAR(100),
    country varchar(100),
    PRIMARY KEY (number)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

注意我们把这个hero表的主键命名为number,而不是id,主要是想和后边要用到的事务id做区别

然后向这个表里插入一条数据:

INSERT INTO hero VALUES(1, ‘刘备’, ‘蜀’);

mysql> SELECT * FROM hero;
+--------+--------+---------+
| number | name   | country |
+--------+--------+---------+
|      1 | 刘备   | 蜀      |
+--------+--------+---------+
1 row in set (0.00 sec)

一、事务隔离级别

MySQL是一个客户端/服务器架构的软件,对于同一个服务器来说,可以有若干个客户端与之连接,每个客户端与服务器连接上之后,就可以称之为一个会话(Session)。每个客户端都可以在自己的会话中向服务器发出请求语句,一个请求语句可能是某个事务的一部分,也就是对于服务器来说可能同时处理多个事务。在事务简介的章节中我们说过事务有一个称之为隔离性的特性,理论上在某个事务对某个数据进行访问时,其他事务应该进行排队,当该事务提交之后,其他事务才可以继续访问这个数据。但是这样子的话对性能影响太大,我们既想保持事务的隔离性,又想让服务器在处理访问同一数据的多个事务时性能尽量高些,鱼和熊掌不可得兼,舍一部分隔离性而取性能者也。

二、事务并发执行遇到的问题

先得看一下访问相同数据的事务在不保证串行执行(也就是执行完一个再执行另一个)的情况下可能会出现哪些问题:

  • 脏写(Dirty Write)

如果一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据,那就意味着发生了脏写,示意图如下:
mysql事务隔离级别和mvcc_第1张图片

如上图,Session A和Session B各开启了一个事务,Session B中的事务先将number列为1的记录的name列更新为’关羽’,然后Session A中的事务接着又把这条number列为1的记录的name列更新为张飞。如果之后Session B中的事务进行了回滚,那么Session A中的更新也将不复存在,这种现象就称之为脏写。这时Session A中的事务就很懵逼,我明明把数据更新了,最后也提交事务了,怎么到最后说自己啥也没干呢?

  • 脏读(Dirty Read)

如果一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据,那就意味着发生了脏读,示意图如下:
mysql事务隔离级别和mvcc_第2张图片
如上图,Session A和Session B各开启了一个事务,Session B中的事务先将number列为1的记录的name列更新为’关羽’,然后Session A中的事务再去查询这条number为1的记录,如果读到列name的值为’关羽’,而Session B中的事务稍后进行了回滚,那么Session A中的事务相当于读到了一个不存在的数据,这种现象就称之为脏读。

  • 不可重复读(Non-Repeatable Read)

如果一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据,并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后,该事务都能查询得到最新值,那就意味着发生了不可重复读,示意图如下:

mysql事务隔离级别和mvcc_第3张图片
如上图,我们在Session B中提交了几个隐式事务(注意是隐式事务,意味着语句结束事务就提交了),这些事务都修改了number列为1的记录的列name的值,每次事务提交之后,如果Session A中的事务都可以查看到最新的值,这种现象也被称之为不可重复读。

  • 幻读(Phantom))

如果一个事务先根据某些条件查询出一些记录,之后另一个事务又向表中插入了符合这些条件的记录,原先的事务再次按照该条件查询时,能把另一个事务插入的记录也读出来,那就意味着发生了幻读,示意图如下:
mysql事务隔离级别和mvcc_第4张图片

如上图,Session A中的事务先根据条件number > 0这个条件查询表hero,得到了name列值为’刘备’的记录;之后Session B中提交了一个隐式事务,该事务向表hero中插入了一条新记录;之后Session A中的事务再根据相同的条件number > 0查询表hero,得到的结果集中包含Session B中的事务新插入的那条记录,这种现象也被称之为幻读。

那如果Session B中是删除了一些符合number > 0的记录而不是插入新记录,那Session A中之后再根据number > 0的条件读取的记录变少了,这种现象算不算幻读呢?明确说一下,这种现象不属于幻读,幻读强调的是一个事务按照某个相同条件多次读取记录时,后读取时读到了之前没有读到的记录。

小贴士: 那对于先前已经读到的记录,之后又读取不到这种情况,算啥呢? 其实这相当于对每一条记录都发生了不可重复读的现象。 幻读只是重点强调了读取到了之前读取没有获取到的记录。

二、SQL标准中的四种隔离级别

我们上边介绍了几种并发事务执行过程中可能遇到的一些问题,这些问题也有轻重缓急之分,我们给这些问题按照严重性来排一下序:

脏写 > 脏读 > 不可重复读 > 幻读

离级别越低,越严重的问题就越可能发生。有一帮人制定了一个所谓的SQL标准,在标准中设立了4个隔离级别:

  • READ UNCOMMITTED:未提交读。
  • READ COMMITTED:已提交读。
  • REPEATABLE READ:可重复读
  • SERIALIZABLE:可串行化。

SQL标准中规定,针对不同的隔离级别,并发事务可以发生不同严重程度的问题,具体情况如下:
mysql事务隔离级别和mvcc_第5张图片

  • READ UNCOMMITTED隔离级别下,可能发生脏读、不可重复读和幻读问题。
  • READ COMMITTED隔离级别下,可能发生不可重复读和幻读问题,但是不可以发生脏读问题。
  • REPEATABLE READ隔离级别下,可能发生幻读问题,但是不可以发生脏读和不可重复读的问题。
  • SERIALIZABLE隔离级别下,各种问题都不可以发生。

脏写这个问题太严重了,不论是哪种隔离级别,都不允许脏写的情况发生。

二、MySQL中支持的四种隔离级别

同的数据库厂商对SQL标准中规定的四种隔离级别支持不一样,比方说Oracle就只支持READ COMMITTED和SERIALIZABLE隔离级别。本书中所讨论的MySQL虽然支持4种隔离级别,但与SQL标准中所规定的各级隔离级别允许发生的问题却有些出入,MySQL在REPEATABLE READ隔离级别下,是可以禁止幻读问题的发生的(关于如何禁止我们之后会详细说明的)。

MySQL的默认隔离级别为REPEATABLE READ,我们可以手动修改一下事务的隔离级别。

如何设置事务的隔离级别

  • SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL level;

其中的level可选值有4个:

level: {
    REPEATABLE READ
  | READ COMMITTED
  | READ UNCOMMITTED
  | SERIALIZABLE
}

设置事务的隔离级别的语句中,在SET关键字后可以放置GLOBAL关键字、SESSION关键字或者什么都不放,这样会对不同范围的事务产生不同的影响,具体如下:

使用GLOBAL关键字(在全局范围影响):

  • SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

  • 只对执行完该语句之后产生的会话起作用。当前已经存在的会话无效。

使用SESSION关键字(在会话范围影响):

  • SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

  • 对当前会话的所有后续的事务有效

  • 该语句可以在已经开启的事务中间执行,但不会影响当前正在执行的事务。

  • 如果在事务之间执行,则对后续的事务有效。

上述两个关键字都不用(只对执行语句后的下一个事务产生影响):

  • SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

  • 只对当前会话中下一个即将开启的事务有效。

  • 下一个事务执行完后,后续事务将恢复到之前的隔离级别。

  • 该语句不能在已经开启的事务中间执行,会报错的。

如果我们在服务器启动时想改变事务的默认隔离级别,可以修改启动参数transaction-isolation的值,比方说我们在启动服务器时指定了–transaction-isolation=SERIALIZABLE,那么事务的默认隔离级别就从原来的REPEATABLE READ变成了SERIALIZABLE。

想要查看当前会话默认的隔离级别可以通过查看系统变量transaction_isolation的值来确定:

SHOW VARIABLES LIKE 'transaction_isolation';

mysql事务隔离级别和mvcc_第6张图片或者

SELECT @@transaction_isolation;

mysql事务隔离级别和mvcc_第7张图片

更多详情可以参见文档:链接.。另外,transaction_isolation是在MySQL 5.7.20的版本中引入来替换tx_isolation的,如果你使用的是之前版本的MySQL,请将上述用到系统变量transaction_isolation的地方替换为tx_isolation。

二、MVCC原理

二、版本链

对于使用InnoDB存储引擎的表来说,它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列(row_id并不是必要的,我们创建的表中有主键或者非NULL的UNIQUE键时都不会包含row_id列

  • trx_id:每次一个事务对某条聚簇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:每次对某条聚簇索引记录进行改动时,都会把旧的版本写入到undo日志中,然后这个隐藏列就相当于一个指针,可以通过它来找到该记录修改前的信息。

表hero现在只包含一条记录:

mysql> SELECT * FROM hero;
+--------+--------+---------+
| number | name   | country |
+--------+--------+---------+
|      1 | 刘备   | 蜀      |
+--------+--------+---------+
1 row in set (0.07 sec)

假设插入该记录的事务id为80,那么此刻该条记录的示意图如下所示:
mysql事务隔离级别和mvcc_第8张图片

实际上insert undo只在事务回滚时起作用,当事务提交后,该类型的undo日志就没用了,它占用的Undo Log Segment也会被系统回收(也就是该undo日志占用的Undo页面链表要么被重用,要么被释放)。
虽然真正的insert undo日志占用的存储空间被释放了,但是roll_pointer的值并不会被清除,roll_pointer属性占用7个字节,第一个比特位就标记着它指向的undo日志的类型,如果该比特位的值为1时,就代表着它指向的undo日志类型为insert undo。

  • 假设之后两个事务id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作,操作流程如下:
    -

    能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢?这不就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据,沦为了脏写了么?InnoDB使用锁来保证不会有脏写情况的发生,也就是在第一个事务更新了某条记录后,就会给这条记录加锁,另一个事务再次更新时就需要等待第一个事务提交了,把锁释放之后才可以继续更新。

每次对记录进行改动,都会记录一条undo日志,每条undo日志也都有一个roll_pointer属性(INSERT操作对应的undo日志没有该属性,因为该记录并没有更早的版本),可以将这些undo日志都连起来,串成一个链表,所以现在的情况就像下图一样:


对该记录每次更新后,都会将旧值放到一条undo日志中,就算是该记录的一个旧版本,随着更新次数的增多,所有的版本都会被roll_pointer属性连接成一个链表,我们把这个链表称之为版本链,版本链的头节点就是当前记录最新的值。另外,每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id,这个信息很重要,我们稍后就会用到。

二、ReadView

对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说,由于可以读到未提交事务修改过的记录,所以直接读取记录的最新版本就好了;对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来说,设计InnoDB的大叔规定使用加锁的方式来访问记录(加锁是啥我们后续文章中说哈);对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说,都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录,也就是说假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交,是不能直接读取最新版本的记录的,核心问题就是:需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的。为此,设计InnoDB的大叔提出了一个ReadView的概念,这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容:

  • m_ids:表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
  • min_trx_id:表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id,也就是m_ids中的最小值。
  • max_trx_id:表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值。
max_trx_id并不是m_ids中的最大值,事务id是递增分配的。比方说现在有id为1,2,3这三个事务,之后id为3的事务提交了。那么一个新的读事务在生成ReadView时,m_ids就包括1和2,min_trx_id的值就是1,max_trx_id的值就是4。
  • creator_trx_id:表示生成该ReadView的事务的事务id。
只有在对表中的记录做改动时(执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时)才会为事务分配事务id,否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。

有了这个ReadView,这样在访问某条记录时,只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见:

  • 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同,意味着当前事务在访问它自己修改过的记录,所以该版本可以被当前事务访问。

  • 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_id值,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交,所以该版本可以被当前事务访问。

  • 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的max_trx_id值,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启,所以该版本不可以被当前事务访问。

  • 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间,那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_ids列表中,如果在,说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的,该版本不可以被访问;如果不在,说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交,该版本可以被访问。

如果某个版本的数据对当前事务不可见的话,那就顺着版本链找到下一个版本的数据,继续按照上边的步骤判断可见性,依此类推,直到版本链中的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话,那么就意味着该条记录对该事务完全不可见,查询结果就不包含该记录。

在MySQL中,READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同。我们还是以表hero为例来,假设现在表hero中只有一条由事务id为80的事务插入的一条记录:

mysql> SELECT * FROM hero;
+--------+--------+---------+
| number | name   | country |
+--------+--------+---------+
|      1 | 刘备   | 蜀      |
+--------+--------+---------+
1 row in set (0.07 sec)

接下来看一下READ COMMITTED和REPEATABLE READ所谓的生成ReadView的时机不同到底不同在哪里。

READ COMMITTED —— 每次读取数据前都生成一个ReadView

比方说现在系统里有两个事务id分别为100、200的事务在执行:

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;
# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

事务执行过程中,只有在第一次真正修改记录时(比如使用INSERT、DELETE、UPDATE语句),才会被分配一个单独的事务id,这个事务id是递增的。所以我们才在Transaction 200中更新一些别的表的记录,目的是让它分配事务id。

此刻,表hero中number为1的记录得到的版本链表如下所示:

假设现在有一个使用READ COMMITTED隔离级别的事务开始执行:

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1:Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'

这个SELECT1的执行过程如下:

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView,ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200],min_trx_id为100,max_trx_id为201,creator_trx_id为0。
  • 然后从版本链中挑选可见的记录,从图中可以看出,最新版本的列name的内容是’张飞’,该版本的trx_id值为100,在m_ids列表内,所以不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’关羽’,该版本的trx_id值也为100,也在m_ids列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’刘备’,该版本的trx_id值为80,小于ReadView中的min_trx_id值100,所以这个版本是符合要求的,最后返回给用户的版本就是这条列name为’刘备’的记录。

之后,我们把事务id为100的事务提交一下,就像这样:

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;

COMMIT;

然后再到事务id为200的事务中更新一下表hero中number为1的记录:

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE hero SET name = '赵云' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '诸葛亮' WHERE number = 1;

此刻,表hero中number为1的记录的版本链就长这样:

然后再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录,如下:

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1:Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'

# SELECT2:Transaction 100提交,Transaction 200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'张飞'

这个SELECT2的执行过程如下:

  • 在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView,该ReadView的m_ids列表的内容就是[200](事务id为100的那个事务已经提交了,所以再次生成快照时就没有它了),min_trx_id为200,max_trx_id为201,creator_trx_id为0。
  • 然后从版本链中挑选可见的记录,从图中可以看出,最新版本的列name的内容是’诸葛亮’,该版本的trx_id值为200,在m_ids列表内,所以不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’赵云’,该版本的trx_id值为200,也在m_ids列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’张飞’,该版本的trx_id值为100,小于ReadView中的min_trx_id值200,所以这个版本是符合要求的,最后返回给用户的版本就是这条列name为’张飞’的记录。

以此类推,如果之后事务id为200的记录也提交了,再次在使用READ COMMITTED隔离级别的事务中查询表hero中number值为1的记录时,得到的结果就是’诸葛亮’了,具体流程我们就不分析了。总结一下就是:使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。

REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个ReadView

对于使用REPEATABLE READ隔离级别的事务来说,只会在第一次执行查询语句时生成一个ReadView,之后的查询就不会重复生成了。我们还是用例子看一下是什么效果。

比方说现在系统里有两个事务id分别为100、200的事务在执行:

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;
# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

此刻,表hero中number为1的记录得到的版本链表如下所示:

假设现在有一个使用REPEATABLE READ隔离级别的事务开始执行:

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1:Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'

这个SELECT1的执行过程如下:

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView,ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200],min_trx_id为100,max_trx_id为201,creator_trx_id为0。
  • 然后从版本链中挑选可见的记录,从图中可以看出,最新版本的列name的内容是’张飞’,该版本的trx_id值为100,在m_ids列表内,所以不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’关羽’,该版本的trx_id值也为100,也在m_ids列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’刘备’,该版本的trx_id值为80,小于ReadView中的min_trx_id值100,所以这个版本是符合要求的,最后返回给用户的版本就是这条列name为’刘备’的记录。

之后,我们把事务id为100的事务提交一下,就像这样:

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;

COMMIT;

然后再到事务id为200的事务中更新一下表hero中number为1的记录:

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE hero SET name = '赵云' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '诸葛亮' WHERE number = 1;

此刻,表hero中number为1的记录的版本链就长这样:

然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录,如下:

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1:Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'

# SELECT2:Transaction 100提交,Transaction 200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值仍为'刘备'

这个SELECT2的执行过程如下:

  • 因为当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ,而之前在执行SELECT1时已经生成过ReadView了,所以此时直接复用之前的ReadView,之前的ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200],min_trx_id为100,max_trx_id为201,creator_trx_id为0。

  • 然后从版本链中挑选可见的记录,从图中可以看出,最新版本的列name的内容是’诸葛亮’,该版本的trx_id值为200,在m_ids列表内,所以不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列name的内容是’赵云’,该版本的trx_id值为200,也在m_ids列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列name的内容是’张飞’,该版本的trx_id值为100,而m_ids列表中是包含值为100的事务id的,所以该版本也不符合要求,同理下一个列name的内容是’关羽’的版本也不符合要求。继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列name的内容是’刘备’,该版本的trx_id值为80,小于ReadView中的min_trx_id值100,所以这个版本是符合要求的,最后返回给用户的版本就是这条列c为’刘备’的记录。

也就是说两次SELECT查询得到的结果是重复的,记录的列c值都是’刘备’,这就是可重复读的含义。如果我们之后再把事务id为200的记录提交了,然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录,得到的结果还是’刘备’,具体执行过程大家可以自己分析一下。

二、MVCC小结

从上边的描述中我们可以看出来,所谓的MVCC(Multi-Version Concurrency Control ,多版本并发控制)指的就是在使用READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两种隔离级别的事务在执行普通的SELECT操作时访问记录的版本链的过程,这样子可以使不同事务的读-写、写-读操作并发执行,从而提升系统性能。READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两个隔离级别的一个很大不同就是:生成ReadView的时机不同,READ COMMITTD在每一次进行普通SELECT操作前都会生成一个ReadView,而REPEATABLE READ只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView,之后的查询操作都重复使用这个ReadView就好了。

我们之前说执行DELETE语句或者更新主键的UPDATE语句并不会立即把对应的记录完全从页面中删除,而是执行一个所谓的delete mark操作,相当于只是对记录打上了一个删除标志位,这主要就是为MVCC服务的,大家可以对比上边举的例子自己试想一下怎么使用。 另外,所谓的MVCC只是在我们进行普通的SEELCT查询时才生效

关于purge

  • insert undo在事务提交之后就可以被释放掉了,而update undo由于还需要支持MVCC,不能立即删除掉。

  • 为了支持MVCC,对于delete mark操作来说,仅仅是在记录上打一个删除标记,并没有真正将它删除掉。

随着系统的运行,在确定系统中包含最早产生的那个ReadView的事务不会再访问某些update undo日志以及被打了删除标记的记录后,有一个后台运行的purge线程会把它们真正的删除掉。关于更多的purge细节参考《MySQL是怎样运行的:从根儿上理解MySQL》


总结

感谢您的阅读

本文参考与《MySQL是怎样运行的:从根儿上理解MySQL》书籍
作者:小孩子4919

如果你发现了错误的地方,可以在留言区提出来,我对其加以修改

你可能感兴趣的:(mysql,mvcc)