MySQL のトランザクション分離について話しましょう

この記事では、MySQL におけるトランザクション分離を理解し、トランザクションの特徴、分離レベル、トランザクションの起動方法などを紹介します。皆様のお役に立てれば幸いです。

#トランザクションは、一連のデータベース操作がすべて成功するかすべて失敗することを保証するものです。 MySQL では、トランザクション サポートはエンジン層で実装されていますが、すべてのエンジンがトランザクションをサポートしているわけではありません。たとえば、MySQL のネイティブ MyISAM エンジンはトランザクションをサポートしません。 [関連する推奨事項: mysql チュートリアル (ビデオ)]

1. トランザクションの特性

• 原子性: トランザクション内のすべてのトランザクション 操作完全に完了しているか、まったく完了していないかのどちらかであり、途中で終了することはありません。トランザクションの実行中にエラーが発生した場合、トランザクションはまったく実行されなかったかのように、トランザクションが開始される前の状態にロールバックされます。
• 一貫性: トランザクションの開始前とトランザクションの終了後、データベースの整合性 破壊されていません
• 分離: データベースでは、複数の同時トランザクションが同時にデータの読み取り、書き込み、変更を行うことができます。分離により、複数のトランザクションが同時に実行されるときのクロス実行によるデータの不整合を防ぐことができます
• 永続性: トランザクション完了後のデータへの変更は永続的であり、システムに障害が発生しても失われることはありません

2. 分離レベル

1. データベース上で複数のトランザクションが同時に実行されると、ダーティ リード、反復不可能な読み取り、ファントム リードなどの問題が発生する可能性があります。データ

Non-repeatable read: トランザクションは別のトランザクションで送信された更新データを読み取ります
• ファントム読み取り/仮想読み取り: トランザクションは別のトランザクションで送信された挿入を読み取ります別のトランザクション データ
• 2。トランザクションの分離レベルには、コミットされていない読み取り、コミットされた読み取り、反復可能な読み取り、およびシリアル化が含まれます。

コミットされていない読み取り: トランザクションはまだコミットされていません、その変更は他のトランザクションから見ることができます

読み取りコミット: トランザクションが送信された後、その変更は他のトランザクションから見ることができます(ダーティリードの解決、Oracleのデフォルトの分離レベル)
• 反復読み取り: トランザクションの実行中に表示されるデータは、トランザクションの開始時に表示されるデータと常に一貫しており、コミットされていない変更も他のトランザクションには表示されません (ダーティ リードと非反復読み取り、MySQL のデフォルトの分離レベルを解決) )
• シリアル化: レコードの同じ行に対して、書き込みでは書き込みロックが追加され、読み取りでは読み取りロックが追加されます。読み取り/書き込みロックの競合が発生した場合、アクセスされたトランザクションは完了を待つ必要があります。実行を継続する前の前のトランザクション (ダーティ リード、反復不可能な読み取り、ファントム リードの解決)
• セキュリティは順番に送信され、パフォーマンスは順番に低下します

3データ テーブル T には列が 1 つだけあり、1 つの行の値が 1

create table T(c int) engine=InnoDB;
insert into T(c) values(1);

であると仮定します。次は、2 つのトランザクションを時系列に実行する動作です。

分離レベルがコミットされていない状態で読み取られる場合、V1 は 2 です。この時点では、トランザクション B はまだ送信されていませんが、結果は A によって確認されています。 V2 と V3 は両方とも 2

分離レベルが読み取りコミットの場合、V1 は 1、V2 は 2 です。トランザクション B の更新は、コミットされた後、A のみが見ることができます。 V3 も 2
• 分離レベルが反復読み取りの場合、V1 と V2 は 1、V3 は 2 になります。 V2 が 1 である理由は、トランザクションの実行前と実行後に表示されるデータが一貫している必要があるためです。
• 分離レベルがシリアル化の場合、V1 と V2 の値は 1、V3 は 2
• 実装に関しては、データベース内にビューが作成され、アクセス時にはビューの論理結果が優先されます。反復可能な読み取り分離レベルでは、このビューはトランザクションの開始時に作成され、トランザクション全体で使用されます。読み取りコミット分離レベルでは、このビューは各 SQL ステートメントの先頭に作成されます。コミットされていない読み取り分離レベルでは、ビューの概念なしでレコードの最新の値が直接返されますが、シリアル化された分離レベルでは、並列アクセスを避けるためにロックが直接使用されます

3。トランザクション分離の実装 (反復可能読み取りを例にします)

MySQL では、各レコードは更新されると同時にロールバック操作を記録します。ロールバック操作を通じて、レコードの最新の値は前の状態の値を取得できます。

値が 1 から 2、3、4 の順に変更されたと仮定すると、ロールバック ログに記録されます。次のレコードと同様

# 現在の値は 4 ですが、このレコードをクエリすると、異なる時間に開始されたトランザクションは異なる読み取りビューを持ちます。図からわかるように、ビュー A、B、および C では、このレコードの値はそれぞれ 1、2、および 4 です。システム内で同じレコードが複数のバージョンを持つことができます。これがマルチバージョンです。データベースの同時実行制御 (MVCC)。)。 read-viewA の場合、1 を取得するには、現在の値に対してすべてのロールバック操作を一度に実行して

4 を 5 に変更する別のトランザクションがあったとしても、このトランザクションは read - とは異なります。ビュー A、B、および C に対応するトランザクションは競合しません

系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，回滚日志会被删除

四、事务启动的方式

MySQL的事务启动方式有以下几种：

• 显示启动事务语句，begin或start transaction。提交语句是commit，回滚语句是rollback
• set autocommit=0，这个命令将这个线程的自动提交关掉。意味着如果只执行一个select语句，这个事务就启动了，而且不会自动提交事务。这个事务持续存在直到主动执行commit或rollback语句，或者断开连接

建议使用set autocommit=1，通过显示语句的方式来启动事务

可以在information_schema库中的innodb_trx这个表中查询长事务，如下语句查询持续时间超过60s的事务

select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60

五、事务隔离还是不隔离

下面是一个只有两行的表的初始化语句：

mysql> CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `k` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

事务A、B、C的执行流程如下，采用可重复读隔离级别

begin/start transaction命令：不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作InnoDB表的语句，事务才真正启动，一致性视图是在执行第一个快照读语句时创建的

start transaction with consistent snapshot命令：马上启动一个事务，一致性视图是在执行这条命令时创建的

按照上图的流程执行，事务B查到的k的值是3，而事务A查到的k的值是1

1、快照在MVCC里是怎么工作的？

在可重复读隔离级别下，事务启动的时候拍了个快照。这个快照是基于整个库的，那么这个快照是如何实现的？

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫做transaction id。它在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请，是按申请顺序严格递增的

每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把transaction id赋值给这个数据版本的事务ID，记作row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本，每个版本有自己的row trx_id

下图是一个记录被多个事务连续更新后的状态：

语句更新生成的undo log（回滚日志）就是上图中的是哪个虚线箭头，而V1、V2、V3并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的。比如，需要V2的时候，就是通过V4依次执行U3、U2算出来的

按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所以已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。在实现上，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前在启动了但还没提交的所有事务ID。数组里面事务ID的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。这个视图数组和高水位就组成了当前事务的一致性视图。而数据的可见性规则，就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的

这个视图数组把所有的row trx_id分成了几种不同的情况

对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的row trx_id，有以下几种可能：

1）如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的

2）如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，肯定不可见

3）如果落在黄色部分，那就包括两种情况

• 若row trx_id在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见
• 若row trx_id不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见

InnoDB利用了所有数据都有多个版本的这个特性，实现了秒级创建快照的能力

2、为什么事务A的查询语句返回的结果是k=1？

假设：

1.事务A开始时，系统里面只有一个活跃事务ID是99

2.事务A、B、C的版本号分别是100、101、102

3.三个事务开始前，(1,1)这一行数据的row trx_id是90

このように、トランザクションAの配列は[99,100]、トランザクションBのビュー配列は[99,100,101]、トランザクションCのビュー配列は[99,100,101,102]

##From 上の図からわかるように、最初の有効な更新はトランザクション C で、データを (1,1) から (1,2) に変更します。現時点では、このデータの最新バージョンの行 trx_id は 102 で、バージョン 90 が履歴バージョンになっています。

2 番目に有効な更新はトランザクション B で、データを (1,2) から に変更します。 (1,3)。現時点では、このデータの最新バージョンは 101 で、102 が履歴バージョンになっています。

トランザクション A がクエリを実行するとき、トランザクション B はまだ送信されていませんが、生成されたバージョン (1,3) は現在のバージョンになりました。ただし、このバージョンはトランザクション A からは見えないようにする必要があります。そうでないと、ダーティ リードになります。

現在、トランザクション A はデータを読み取りたいと考えており、そのビュー配列は [99,100] です。データの読み込みは現在のバージョンから開始されます。したがって、トランザクションAのクエリ文のデータ読み込み処理は次のようになります。

(1,3)を求めると、行trx_id=101で満水位より大きいと判断され、は赤い領域にあり、非表示です。

#次に、以前の履歴バージョンを見つけて、行 trx_id=102 を確認します。これは、赤い領域にあり、高水位よりも大きく、非表示です
• さらに見て、最後に (1,1 ) の行 trx_id=90 を見つけます。これは低水位よりも小さく、緑色の領域にあります。このデータ行は期間中に変更されており、トランザクション A がいつクエリを実行しても、この行が表示されます。データの結果はすべて一貫しています。これを一貫した読み取りと呼びます。
• A データ バージョン。トランザクション ビューには、常に表示される独自の更新に加えて、次の 3 つの状況があります。

バージョンが送信されず、非表示になります

バージョンは送信されますが、送信されます。ビューが作成された後、非表示の

バージョンが送信され、ビューが作成される前に送信されていることがわかります。

• クエリステートメントのビュー配列トランザクション A は、トランザクション A の開始時に生成されます。この時点では、
• (1,3) はまだ送信されておらず、ケース 1 に属し、非表示の

(1,2 ) が送信されますが、ビュー配列が作成された後に送信されます。これはケース 2 に属し、非表示の

(1,1) がビュー内にあります。配列が作成される前に送信されたことがわかります。

• 3. トランザクション B のクエリ ステートメントが k=3 を返すのはなぜですか?

#トランザクション B がデータを更新したい場合、履歴バージョンを更新できなくなります。そうしないと、トランザクション C の更新が失われます。したがって、このときのトランザクション B の集合 k=k 1 は、(1,2)

に基づく演算となり、更新されたデータは最初に読み込まれ、その後書き込まれます。この読み込みでは、読み込みのみが可能です。現在の値を電流読み取り値と呼びます。 update ステートメントに加えて、select ステートメントもロックされている場合は、現在の読み取りになります。

トランザクション C がすぐに送信されず、次のトランザクション C' になった場合はどうなりますか?

上図では、トランザクション C は更新直後に実行依頼されず、実行前にトランザクション B の更新ステートメントが先に開始されています。トランザクション C はまだ送信されていませんが、バージョン (1,2) も生成されており、最新バージョンです 現時点では、2 段階のロック プロトコルが関与しており、トランザクション C はまだ送信されていません送信済み、つまり ( 1,2) このバージョンの書き込みロックはまだ解放されていません。トランザクション B は現在の読み取りです。最新バージョンを読み取る必要があり、ロックされている必要があるため、ロックされています。現在の読み取りを続行するには、トランザクション C がロックを解放するまで待つ必要があります

#7. トランザクションの反復読み取り機能はどのようにして実現されますか?

反復可能な読み取りの中核は一貫した読み取りであり、トランザクションがデータを更新する場合、現在の読み取りのみが使用できます。現在のレコードの行ロックが他のトランザクションによって占有されている場合は、ロック待機を開始する必要があります。

読み取りコミットのロジックは反復読み取りのロジックに似ています。主な違いは次のとおりです:

反復可能な読み取り分離レベルでは、トランザクションの開始時に整合性ビューを作成するだけで済みます。その後、トランザクション内の他のクエリがこの整合性ビューを共有します。

読み取りの下でコミット分離レベル、各ステートメント 新しいビューは実行前に繰り返し計算されます

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