一致性讀實現原理是什么

本篇內容主要講解“一致性讀實現原理是什么”，感興趣的朋友不妨來看看。本文介紹的方法操作簡單快捷，實用性強。下面就讓小編來帶大家學習“一致性讀實現原理是什么”吧!

MySQL中的事務

事務在RDBMS系統中概念基本都是一樣的，是由一組DML語句構的工作單元，要么全部成功，要么全部失敗。

開發過程中，比較關心長事務，即包含DML語句多的工作單元，事務太長會導致一些錯誤，例如可能由于事務數據包大小超過參數max_allowed_packet設置會導致程序報錯，也可能有事務中某個SQL對應接口報錯，導致整個服務調用失敗，在程序設計時，應該考慮避免長事務帶來的業務影響。

事務的ACID

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原子性是事務隔離的基礎，隔離性和持久性是手段，最終目的是為了保持數據的一致性。

事務的并發問題

• 臟讀：事務A讀取了事務B未提交的數據。

• 不可重復度：事務A多次讀取同一份數據，事務B在此過程中對數據修改并提交，導致事務A多次讀取同一份數據的結果不一致。

• 幻讀：事務A修改數據的同時，事務B插入了一條數據，當事務A提交后發現還有數據沒被修改，產生了幻覺。

不可重復讀側重于update操作，幻讀側重于insert或delete。解決不可重復讀的問題只需鎖住滿足條件的行，解決幻讀需要鎖表。

事務隔離級別

事務隔離是數據庫處理的基礎之一，隔離級別在多個事務同時進行更改和執行查詢時，對性能與結果的可靠性、一致性和可再現性之間的平衡進行調整，InnoDB利用不同的鎖策略支持不同隔離級別。MySQL中有四種隔離級別，分別是讀未提交(READ  UNCOMMITTED)，讀已提交(READ COMMITTED)，可重復讀(REPEATABLE READ)以及串行化(SERIALIZABLE)。

InnoDB并發控制

MVCC特性

InnonDB是一個支持行鎖的存儲引擎，為了提供更好支持的并發，使用了非鎖定讀，不需要等待訪問數據上的鎖釋放，而是讀取行的一個快照，該方法是通過InnonDB  MVCC特性實現的。

MVCC是Multi-Version Concurrency  Control的簡稱，即多版本并發控制，作用是讓事務在并行發生時，在一定隔離級別前提下，可以保證在某個事務中能實現一致性讀，也就是該事務啟動時根據某個條件讀取到的數據，直到事務結束時，再次執行相同條件，還是讀到同一份數據，不會發生變化。

MVCC的好處

讀不加鎖，讀寫不沖突。在讀多寫少的OLTP應用中，讀寫不沖突是非常重要的，可以增加系統的并發性能。

在MVCC中，有兩種讀操作：快照度和當前讀。

MVCC快照

MVCC內部使用的一致性讀快照稱為Read  View，在不同的隔離級別下，事務啟動時或者SQL語句開始時，看到的數據快照版本可能也不同，在RR、RC隔離級別下會用到 Read view。

InnoDB 里面每個事務有一個唯一的事務ID，稱為Transaction  ID，它是在事務開始的時候向InnoDB的事務系統申請的，是按申請順序嚴格遞增的。而每行數據都有多個版本。每次事務更新數據的時候，都會生成一個新的數據版本Read  View，并且把Transaction ID賦值給這個數據版本的事務 ID，標記為  row_trx_id。同時舊的數據版本要保留，并且在新的數據版本中，能夠有信息可以直接拿到它,數據表中的一行記錄，其實可能有多個數據版本 ，每個版本有自己的  row_trx_id。

InnoDB行格式

目前InnoDB默認的行格式Dynamic，是Compat格式的增強版，記錄頭結構信息占用5個字節，事務ID和回滾指針分別占用6和7個字節，行格式如下：

記錄頭結構

數據行存儲

#創建表 mysql> create table store_users (id int not null auto_increment primary key comment '主鍵id',name varchar(20) not null default '' comment '姓名'); # 查看表狀態信息 mysql> show table status like 'store_users'\G      Row_format: Dynamic    #默認行格式為Dynamic            Rows: 0          #行數  Avg_row_length: 0          #平均行長度     Data_length: 16384      #初始化段大小16K      #開啟事務，插入數據 mysql> begin; mysql> insert into store_users values(null, 'aaaaa'),(null, 'bbbbb'); #查看InnoDB分配的事務ID mysql> select trx_id from information_schema.innodb_trx\G trx_id: 8407246  #事務ID

分析表的行頭信息以及隱藏的事務ID和回滾指針。

# 用Linux下的工具hexdump進行分析 $ hexdump -C -v /usr/local/var/mysql/test/store_users.ibd > store_users.txt  $ vi store_users.txt 00010060  02 00 1b 69 6e 66 69 6d  75 6d 00 03 00 0b 00 00  |...infimum......| 00010070  73 75 70 72 65 6d 75 6d  05 00 00 10 00 1c 80 00  |supremum........| 00010080  00 01 00 00 00 80 48 ce  83 00 00 01 d8 01 10 61  |......H........a|   #Record Header信息 00010090  61 61 61 61 05 00 00 18  ff d6 80 00 00 02 00 00  |aaaa............| 000100a0  00 80 48 ce 83 00 00 01  d8 01 1d 62 62 62 62 62  |..H........bbbbb| 000100b0  00 00 00 00 00 00 00 00  00 00 00 00 00 00 00 00  |................|

• 10表示變長字段長度，只有一個varchar(20)沒有超過256字節，且沒有NULL值。

• 00代表NULL標志位，第一行沒有為NULL數據。

• 字符a的十六進制是61，即61 61 61 61 61代表的是字段值aaaaa

• 00 00 00 80 48 ce 6個字節就是Transaction  ID，轉換成十進制8407246，正是上面information_schema.innodb_trx.trx_id列的值，trx_id: 8407246  。

• 83 00 00 01 d8 01 10 7個字節是Rollback Pointer。

• 1c 80 00 00 01 是5個字節，代表Record Header信息。

隔離級別與快照

REPEATABLE READ

默認的隔離級別，一致讀快照(Read View)是在第一次SELECT發起時建立，之后不會再發生變化。如果在同一個事務中發出多個非  鎖定SELECT語句，那么這些SELECT語句在事務提交前返回的結果是一致的。

在RR下快照Read View不是事務發起時創建，而是在第一個SELECT發起后創建。

READ COMMITTED

在READ COMMITTED讀已提交下，一致讀快照(Read View)是在每次SELECT后都會生成最新的Read  View，即每次SELECT都能讀取到已COMMIT的數據，就會存在不可重復讀、幻讀 現象。

Undo回滾段

當開啟事務執行更新語句(insert/update/deeldte)，會經過Server層的處理生成執行計劃，然后調用存儲引擎層接口去讀寫數據，用戶沒有觸發COMMIT或ROLLBACK之前，這些Uncommitted  Data的數據稱為前鏡像(Post Image)，數據存儲在Undo Log，以便用戶回滾或者MySQL Server Crash的恢復，同時Undo  Log是循環覆蓋使用。

#開啟事務，更新賬戶余額，不提交事務。 mysql> start transaction; mysql> update account set balance = 100000 where account_no = 10001; Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

上面在RR隔離級別下，開啟一個事務，做update更新操作，不提交事務，通過show engine innodb  status\G查看undo情況。

Trx id counter 8407258 Purge done for trx's n:o < 8407257 undo n:o < 0 state: running but idle History list length 33 ...... ---TRANSACTION 8407257, ACTIVE 154 sec 2 lock struct(s), heap size 1136, 4 row lock(s), undo log entries 1

Trx id counter 8407258當前的事務ID，undo log entries 1使用了的undo entries，ACTIVE 154  sec事務持續時間，事務commit后，會調用Purge Thread把undo中的老數據清理掉。

回滾記錄

insert：反向操作是delete，undo里記錄的是delete相關信息，存儲主鍵id即可。

udpate：反向操作是update，undo里記錄的是update前的相關數據。

delete：反向操作是insert，undo里記錄的是insert values(…..)相關的記錄。

從這里可以知道，更新操作占用Undo空間的大小排序如下：

delete > update > insert

所以不建議物理delete刪除數據，會產生大量的Undo  Log，Undo快被寫滿就會發生切換，在次期間會有大量的IO操作，導致業務的DML都會變得很慢。

一致性讀

MySQL官方文檔對一致讀的描述：

讀操作基于某個時間點得到一份那時的數據快照，而不管同時其他事務對數據的修改。查詢過程中，若其他事務修改了數據，那么就需要從 undo  log中獲取舊版本的數據。這么做可以有效避免因為需要加鎖(來阻止其他事務同時對這些數據的修改)而導致事務并行度下降的問題。

在可重復讀(REPEATABLE READ，簡稱RR)隔離級別下，數據快照版本是在第一個讀請求發起時創建的。在讀已提交(READ  COMMITTED，簡稱RC)隔離級別下，則是在每次讀請求時都會重新創建一份快照。

一致性讀是InnoDB在RR和RC下處理SELECT請求的默認模式。由于一致性讀不會在它請求的表上加鎖，其他事務可以同時修改數據不受影響。

一行數據有多個版本，每個數據版本有自己的trx_id，每個事務或者查詢通過trx_id生成自己的一致性視圖。普通select語句是一致性讀，一致性讀會根據row  trx_id和一致性視圖確定數據版本的可見性，圖中UR1，UR2就是undo，存儲在Undo Log中，每次查詢時根據當前data page和 Undo  page構造出一致性數據頁(Consistent Read Page)，通過讀取CR Page將數據返回給用戶。

到此，相信大家對“一致性讀實現原理是什么”有了更深的了解，不妨來實際操作一番吧！這里是億速云網站，更多相關內容可以進入相關頻道進行查詢，關注我們，繼續學習！