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總結資料庫事務與 MySQL 事務

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2020-12-30 16:33:522504瀏覽

mysql教學總結資料庫事務與MySQL 事務

總結資料庫事務與 MySQL 事務

  • 推薦（免費）：
    • mysql教學

#事務特點：ACID
  • 從業務角度出發，對資料庫的一組操作要求保持4個特徵：
  • Atomicity（原子性）：一個事務必須被視為一個不可分割的最小工作單元，整個事務中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失敗回滾，對於一個事務來說，不可能只執行其中的一部分操作。
  • Consistency（一致性）：資料庫總是從一個一致性狀態轉換到另一個一致狀態。下面的銀行列子會說到。
  • Isolation（隔離性）：通常來說，一個事務所做的修改在最終提交以前，對其他事務是不可見的。注意這裡的“通常來說”，後面的事務隔離級級別會說到。
  • Durability（持久性）：一旦交易提交，則其所做的修改就會永久保存到資料庫中。此時即使系統崩潰，修改的資料也不會遺失。 （持久性的安全性與刷新日誌等級也存在一定關係，不同的等級對應不同的資料安全等級。）

為了更能理解ACID，以銀行帳戶轉帳為例：

START TRANSACTION;SELECT balance FROM checking WHERE customer_id = 10233276;UPDATE checking SET balance = balance - 200.00 WHERE customer_id = 10233276;UPDATE savings SET balance = balance + 200.00 WHERE customer_id = 10233276;COMMIT;
原子性：要麼完全提交（10233276的checking餘額減少200，savings 的餘額增加200），要麼完全回滾（兩個表的餘額都不會改變）

一致性：這個例子的一致性體現在200元不會因為資料庫系統運行到第3行之後，第4行之前時崩潰而不翼而飛，因為交易還沒有提交。

隔離性：允許在一個事務中的操作語句會與其他事務的語句隔離開，例如事務A運行到第3行之後，第4行之前，此時事務B去查詢checking餘額時，它仍然能夠看到在事務A中被減去的200元（帳戶錢不變），因為事務A和B是彼此隔離的。在事務A提交之前，事務B觀察不到資料的改變。 持久性：這個很好理解。

交易的隔離性是透過鎖定、MVCC等實現（MySQL鎖定總結）
  • 交易的原子性、一致性和持久性則是透過交易日誌實現（見下）
  • 交易的隔離等級

#並發交易帶來的問題

# ######更新遺失（Lost Update）：當兩個或多個交易選擇同一行，然後基於最初選定的值更新該行時，由於每個事務都不知道其他事務的存在，就會發生遺失更新問題－最後的更新覆蓋了其他事務所所做的更新。例如，兩位編輯人員製作了同一 文件的電子副本。每個編輯人員獨立地更改其副本，然後保存更改後的副本，這樣就覆蓋了原始文件。最後儲存其更改副本的編輯人員會覆蓋另一個編輯人員所做的更改。如果在一個編輯人員完成並提交事務之前，另一個編輯人員無法存取同 一份文件，則可避免此問題。 ######髒讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一筆記錄做修改，在這個事務完成並提交前， 這條記錄的資料就處於不一致狀態； 這時， 另一個事務也來讀取同一筆記錄，如果不加控制，第二個事務讀取了這些「髒」數據，並據此做進一步的處理，就會產生未提交的數據依賴關係。這種現像被形像地叫做」臟讀」。 ######不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些數據後的某個時間，再次讀取以前讀過的數據，卻發現其讀出的數據已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象就叫做「不可重複讀」 。 ######幻讀（Phantom Reads）： 一個事務按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的數據，卻發現其他事務插入了滿足其查詢條件的新數據，這種現象就稱為“幻讀” 。 ##################幻讀與不可重複讀取的差異：#######
  • 不可重複讀取的重點是修改：在同一交易中，同樣的條件，第一次讀取的資料和第二次讀取的資料不一樣。 （因為中間有其他事務提交了修改）
  • 幻讀的重點在於新增或刪除：在同一事務中，同樣的條件,，第一次和第二次讀出來的記錄數不一樣。 （因為中間有其他交易提交了插入/刪除）

並發事務處理帶來的問題的解決方案：

  • #「更新遺失」通常是應該完全避免的。但防止更新遺失，並不能單靠資料庫事務控制器來解決，需要應用程式對要更新的資料加必要的鎖定來解​​決，因此，防止更新遺失應該是應用程式的責任。

  • 「髒讀」 、 「不可重複讀」和「幻讀」 ，其實都是資料庫讀取一致性問題，必須由資料庫提供一定的交易隔離機制來解決：

  • 一種是加鎖：在讀取資料前，對其加鎖，阻止其他交易對資料進行修改。

  • 另一種是資料多版本並發控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC 或MCC），也稱為多版本資料庫：不用加任何鎖， 透過一定機制產生一個數據請求時間點的一致性資料快照（Snapshot)， 並用這個快照來提供一定等級（語句級或交易級） 的一致性讀取。從使用者的角度來看，好像是資料庫可以提供相同資料的多個版本。

SQL標準定義了4類隔離級別，每一種級別都規定了一個事務中所做的修改，哪些在事務內和事務間是可見的，哪些是不可見的。低階的隔離級一般支援更高的並發處理，並擁有更低的系統開銷。

第1層級：Read Uncommitted(讀取未提交內容)

  • 所有交易都可以看到其他未提交事務的執行結果
  • 本隔離等級很少用於實際應用，因為它的效能也不比其他等級好多少
  • 該等級引發的問題是－髒讀(Dirty Read)：讀取到了未提交的資料

第2層級：Read Committed(讀取提交內容)

  • 這是大多數資料庫系統的預設隔離等級（但不是MySQL預設的）

  • 它滿足了隔離的簡單定義：一個交易只能看見已經提交事務所所做的改變

  • 這種隔離等級出現的問題是－不可重複讀取(Nonrepeatable Read)：不​​可重複讀取意味著我們在同一個事務中執行完全相同的select語句時可能看到不一樣的結果。導致這種情況的原因可能有：

  • 有一個交叉的事務有新的commit，導致了資料的改變;

  • 一個資料庫被多個實例操作時,相同交易的其他實例在該實例處理其間可能會有新的commit

第3層級：Repeatable Read(可重讀)

  • 這是MySQL的預設交易隔離等級
  • 它確保相同交易的多個實例在並發讀取資料時，會看到同樣的資料行
  • 此等級可能出現的問題－幻讀(Phantom Read)：當使用者讀取某一範圍的資料行時，另一個事務又在該範圍內插入了新行，當當使用者再讀取該範圍的資料行時，會發現有新的「幻影」行
  • InnoDB和Falcon儲存引擎透過多版本並發控制(MVCC，Multiversion Concurrency Control)機制解決幻讀問題；InnoDB也透過間隙鎖定解決幻讀問題

多重版本並發控制:

Mysql的大多數事務型儲存引擎實作都不是簡單的行級鎖。基於提升並發性考慮，一般都同時實現了多版本並發控制（MVCC），包括Oracle、PostgreSQL。不過實現各不相同。

MVCC的實作是透過保存資料在某一個時間點快照來實現的。也就是說不管實現時間多長，每個事物看到的資料都是一致的。

分為樂觀（optimistic）並發控制和悲觀（pressimistic）並發控制。

MVCC是如何運作的：

InnoDB的MVCC是透過在每行記錄後面保存兩個隱藏的列來實現。這兩個列一個保存了行的建立時間，一個保存行的過期時間（刪除時間）。當然儲存的並不是真實的時間而是系統版本號（system version number）。每開始一個新的事務，系統版本號碼就會自動新增。事務開始時刻的系統版本號碼會作為交易的版本號，用來查詢到每行記錄的版本號進行比較。

REPEATABLE READ（可重讀）隔離等級下MVCC如何運作：

  • SELECT

InnoDB會根據下列條件檢查每一行記錄：

  1. InnoDB只尋找版本早於目前交易版本的資料行，這樣可以確保事務讀取的行要么是在開始事務之前已經存在要么是事務自身插入或者修改過的
  2. 行的刪除版本號要么未定義，要么大於當前事務版本號，這樣可以確保事務讀取取到的行在事務開始前未被刪除

只有符合上述兩個條件的才會被查詢出來

    ##INSERT
#InnoDB為新插入的每一行保存目前系統版本號作為行版本號

    DELETE
InnoDB為刪除的每一行保存目前系統版本號作為行刪除標識

    UPDATE
InnoDB為插入的一行新紀錄保存當前系統版本號作為行版本號，同時保存當前系統版本號到原來的行作為刪除標識

儲存這兩個版本號，使大多數運算都不需要加鎖。讓資料操作簡單，效能很好，並且能保證只會讀取到複合要求的行。不足之處是每行記錄都需要額外的儲存空間，需要做更多的行檢查工作和一些額外的維護工作。

MVCC只在COMMITTED READ（讀取提交）和REPEATABLE READ（可重複讀取）兩種隔離等級下運作。

可以認為MVCC是行級鎖定一個變種，但是他很多情況下避免了加鎖操作，而開銷也更低。雖然不同資料庫的實作機制有所不同，但大都實現了非阻塞的讀取操作（讀不用加鎖，且能避免出現不可重複讀和幻讀），寫入操作也只鎖定必要的行（寫必須加鎖，否則不同事務並發寫會導致資料不一致）。

第4等級：Serializable(可串列化)

    這是最高的隔離等級
  • 它透過強制事務排序，使之不可能相互衝突，從而解決幻讀問題。簡言之,它是在每個讀取的資料行上加上共享鎖定。 MySQL鎖定總結
  • 在這個級別，可能導致大量的超時現象和鎖定競爭

# 比較

  • ##各特定資料庫不一定完全實現了上述4 個隔離級別，例如：

  • Oracle 只提供Read committed 和Serializable 兩個標準隔離級別，另外還提供自己定義的Read only 隔離級別；

SQL Server 除支援上述ISO/ANSI SQL92 定義的4 個隔離級別外，還支援一個稱為“快照”的隔離級別，但嚴格來說它是一個用MVCC 實現的Serializable 隔離級別。

MySQL 支援全部4 個隔離級別，但在具體實現時，有一些特點，例如在一些隔離級別下是採用MVCC一致性讀取，但某些情況下又不是。

  • Mysql可以透過執行 set transaction isolation level指令來設定隔離級別，新的隔離等級會在下一個交易開始的時候生效。例如：set session transaction isolation level read committed;
  • 交易日誌

交易日誌可以幫助提高交易效率：

使用交易日誌，儲存引擎在修改表的資料時只需要修改其記憶體拷貝，再把該修改行為記錄到持久在硬碟上的交易日誌中，而不用每次都將修改的資料本身持久到磁碟。 交易日誌採用的是追加的方式，因此寫日誌的操作是磁碟上一小塊區域內的順序I/O，而不像隨機I/O需要在磁碟的多個地方移動磁頭，所以採用交易日誌的方式相對來說要快得多。

交易日誌持久以後，記憶體中被修改的資料在後台可以慢慢刷回到磁碟。

如果資料的修改已經記錄到交易日誌並且持久化，但資料本身沒有寫回到磁碟，此時系統崩潰，儲存引擎在重新啟動時能夠自動恢復這一部分修改的資料。

目前來說，大多數儲存引擎都是這樣實現的，我們通常稱之為預寫式日誌（Write-Ahead Logging），修改資料需要寫兩次磁碟。 ###############Mysql中的交易實作原理#########交易的實作是基於資料庫的儲存引擎。不同的儲存引擎對事務的支援程度不一樣。 mysql中支援事務的儲存引擎有innoDB和NDB。 ######innoDB是mysql預設的儲存引擎，預設的隔離等級是RR（Repeatable Read），並且在RR的隔離等級下更進一步，透過多版本###並發控制###（MVCC，Multiversion Concurrency Control ）解決不可重複讀取問題，加上間隙鎖（也就是並發控制）解決幻讀問題。因此innoDB的RR隔離等級其實實現了串列化等級的效果，而且保留了比較好的並發效能。 ###

事务的隔离性是通过锁实现，而事务的原子性、一致性和持久性则是通过事务日志实现。说到事务日志，不得不说的就是redo和undo。

1.redo log

在innoDB的存储引擎中，事务日志通过重做(redo)日志和innoDB存储引擎的日志缓冲(InnoDB Log Buffer)实现。事务开启时，事务中的操作，都会先写入存储引擎的日志缓冲中，在事务提交之前，这些缓冲的日志都需要提前刷新到磁盘上持久化，这就是DBA们口中常说的“日志先行”(Write-Ahead Logging)。当事务提交之后，在Buffer Pool中映射的数据文件才会慢慢刷新到磁盘。此时如果数据库崩溃或者宕机，那么当系统重启进行恢复时，就可以根据redo log中记录的日志，把数据库恢复到崩溃前的一个状态。未完成的事务，可以继续提交，也可以选择回滚，这基于恢复的策略而定。

在系统启动的时候，就已经为redo log分配了一块连续的存储空间,以顺序追加的方式记录Redo Log,通过顺序IO来改善性能。所有的事务共享redo log的存储空间，它们的Redo Log按语句的执行顺序，依次交替的记录在一起。如下一个简单示例：

记录1：

记录2：

记录3：

记录4：

记录5：

2.undo log

undo log主要为事务的回滚服务。在事务执行的过程中，除了记录redo log，还会记录一定量的undo log。undo log记录了数据在每个操作前的状态，如果事务执行过程中需要回滚，就可以根据undo log进行回滚操作。单个事务的回滚，只会回滚当前事务做的操作，并不会影响到其他的事务做的操作。

以下是undo+redo事务的简化过程

假设有2个数值，分别为A和B,值为1，2

1. start transaction;

2. 记录 A=1 到undo log;

3. update A = 3；

4. 记录 A=3 到redo log；

5. 记录 B=2 到undo log；

6. update B = 4；

7. 记录B = 4 到redo log；

8. 将redo log刷新到磁盘

9. commit

在1-8的任意一步系统宕机，事务未提交，该事务就不会对磁盘上的数据做任何影响。如果在8-9之间宕机，恢复之后可以选择回滚，也可以选择继续完成事务提交，因为此时redo log已经持久化。若在9之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复之后，可以根据redo log把数据刷回磁盘。

所以，redo log其实保障的是事务的持久性和一致性，而undo log则保障了事务的原子性。

Mysql中的事务使用

MySQL的服务层不管理事务，而是由下层的存储引擎实现。比如InnoDB。

MySQL支持本地事务的语句：

START TRANSACTION | BEGIN [WORK] COMMIT [WORK] [AND [NO] CHAIN] [[NO] RELEASE] ROLLBACK [WORK] [AND [NO] CHAIN] [[NO] RELEASE] SET AUTOCOMMIT = {0 | 1}
  • START TRANSACTION 或 BEGIN 语句：开始一项新的事务。
  • COMMIT 和 ROLLBACK：用来提交或者回滚事务。
  • CHAIN 和 RELEASE 子句：分别用来定义在事务提交或者回滚之后的操作，CHAIN 会立即启动一个新事物，并且和刚才的事务具有相同的隔离级别，RELEASE 则会断开和客户端的连接。
  • SET AUTOCOMMIT 可以修改当前连接的提交方式， 如果设置了 SET AUTOCOMMIT=0，则设置之后的所有事务都需要通过明确的命令进行提交或者回滚

事务使用注意点：

  • 如果在锁表期间，用 start transaction 命令开始一个新事务，会造成一个隐含的 unlock
    tables 被执行。
  • 在同一个事务中，最好不使用不同存储引擎的表，否则 ROLLBACK 时需要对非事
    务类型的表进行特别的处理，因为 COMMIT、ROLLBACK 只能对事务类型的表进行提交和回滚。
  • 和 Oracle 的事务管理相同，所有的 DDL 语句是不能回滚的，并且部分的 DDL 语句会造成隐式的提交。
  • 在事务中可以通过定义 SAVEPOINT（例如：mysql> savepoint test; 定义 savepoint，名称为 test），指定回滚事务的一个部分，但是不能指定提交事务的一个部分。对于复杂的应用，可以定义多个不同的 SAVEPOINT，满足不同的条件时，回滚
    不同的 SAVEPOINT。需要注意的是，如果定义了相同名字的 SAVEPOINT，则后面定义的SAVEPOINT 会覆盖之前的定义。对于不再需要使用的 SAVEPOINT，可以通过 RELEASE SAVEPOINT 命令删除 SAVEPOINT， 删除后的 SAVEPOINT， 不能再执行 ROLLBACK TO SAVEPOINT命令。

自动提交（autocommit）：
Mysql默认采用自动提交模式，可以通过设置autocommit变量来启用或禁用自动提交模式

  • 隐式锁定

InnoDB在事务执行过程中，使用两阶段锁协议：

随时都可以执行锁定，InnoDB会根据隔离级别在需要的时候自动加锁；

锁只有在执行commit或者rollback的时候才会释放，并且所有的锁都是在同一时刻被释放。

  • 显式锁定

InnoDB也支持通过特定的语句进行显示锁定（存储引擎层）：

select ... lock in share mode //共享锁 select ... for update //排他锁

MySQL Server层的显示锁定：

lock table和unlock table

（更多阅读：MySQL锁总结）

MySQL对分布式事务的支持

分布式事务的实现方式有很多，既可以采用innoDB提供的原生的事务支持，也可以采用消息队列来实现分布式事务的最终一致性。这里我们主要聊一下innoDB对分布式事务的支持。

MySQL 从 5.0.3 开始支持分布式事务，当前分布式事务只支持 InnoDB 存储引擎。一个分布式事务会涉及多个行动，这些行动本身是事务性的。所有行动都必须一起成功完成，或者一起被回滚。

如图，mysql的分布式事务模型。模型中分三块：应用程序（AP）、资源管理器（RM）、事务管理器（TM）:

  • 应用程序：定义了事务的边界，指定需要做哪些事务；
  • 资源管理器：提供了访问事务的方法，通常一个数据库就是一个资源管理器；
  • 事务管理器：协调参与了全局事务中的各个事务。

分布式事务采用两段式提交（two-phase commit）的方式：

  • 第一阶段所有的事务节点开始准备，告诉事务管理器ready。
  • 第二阶段事务管理器告诉每个节点是commit还是rollback。如果有一个节点失败，就需要全局的节点全部rollback，以此保障事务的原子性。

分布式事务（XA 事务）的 SQL 语法主要包括：

XA {START|BEGIN} xid [JOIN|RESUME]

虽然 MySQL 支持分布式事务，但是在测试过程中，还是发现存在一些问题：
如果分支事务在达到 prepare 状态时，数据库异常重新启动，服务器重新启动以后，可以继续对分支事务进行提交或者回滚得操作，但是提交的事务没有写 binlog，存在一定的隐患，可能导致使用 binlog 恢复丢失部分数据。如果存在复制的数据库，则有可能导致主从数据库的数据不一致。

如果分支事务在执行到 prepare 状态时，数据库异常，且不能再正常启动，需要使用备份和 binlog 来恢复数据，那么那些在 prepare 状态的分支事务因为并没有记录到 binlog，所以不能通过 binlog 进行恢复，在数据库恢复后，将丢失这部分的数据。

如果分支事务的客户端连接异常中止，那么数据库会自动回滚未完成的分支事务，如果此时分支事务已经执行到 prepare 状态， 那么这个分布式事务的其他分支可能已经成功提交，如果这个分支回滚，可能导致分布式事务的不完整，丢失部分分支事务的内容。
总之， MySQL 的分布式事务还存在比较严重的缺陷， 在数据库或者应用异常的情况下，
可能会导致分布式事务的不完整。如果应用对于数据的完整性要求不是很高，则可以考虑使
用。如果应用对事务的完整性有比较高的要求，那么对于当前的版本，则不推荐使用分布式
事务。                                                         

以上是總結資料庫事務與 MySQL 事務的詳細內容。更多資訊請關注PHP中文網其他相關文章！

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