一致性读实现原理是什么

本篇内容主要讲解“一致性读实现原理是什么”，感兴趣的朋友不妨来看看。本文介绍的方法操作简单快捷，实用性强。下面就让小编来带大家学习“一致性读实现原理是什么”吧!

MySQL中的事务

事务在RDBMS系统中概念基本都是一样的，是由一组DML语句构的工作单元，要么全部成功，要么全部失败。

开发过程中，比较关心长事务，即包含DML语句多的工作单元，事务太长会导致一些错误，例如可能由于事务数据包大小超过参数max_allowed_packet设置会导致程序报错，也可能有事务中某个SQL对应接口报错，导致整个服务调用失败，在程序设计时，应该考虑避免长事务带来的业务影响。

事务的ACID

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原子性是事务隔离的基础，隔离性和持久性是手段，最终目的是为了保持数据的一致性。

事务的并发问题

• 脏读：事务A读取了事务B未提交的数据。

• 不可重复度：事务A多次读取同一份数据，事务B在此过程中对数据修改并提交，导致事务A多次读取同一份数据的结果不一致。

• 幻读：事务A修改数据的同时，事务B插入了一条数据，当事务A提交后发现还有数据没被修改，产生了幻觉。

不可重复读侧重于update操作，幻读侧重于insert或delete。解决不可重复读的问题只需锁住满足条件的行，解决幻读需要锁表。

事务隔离级别

事务隔离是数据库处理的基础之一，隔离级别在多个事务同时进行更改和执行查询时，对性能与结果的可靠性、一致性和可再现性之间的平衡进行调整，InnoDB利用不同的锁策略支持不同隔离级别。MySQL中有四种隔离级别，分别是读未提交(READ  UNCOMMITTED)，读已提交(READ COMMITTED)，可重复读(REPEATABLE READ)以及串行化(SERIALIZABLE)。

InnoDB并发控制

MVCC特性

InnonDB是一个支持行锁的存储引擎，为了提供更好支持的并发，使用了非锁定读，不需要等待访问数据上的锁释放，而是读取行的一个快照，该方法是通过InnonDB  MVCC特性实现的。

MVCC是Multi-Version Concurrency  Control的简称，即多版本并发控制，作用是让事务在并行发生时，在一定隔离级别前提下，可以保证在某个事务中能实现一致性读，也就是该事务启动时根据某个条件读取到的数据，直到事务结束时，再次执行相同条件，还是读到同一份数据，不会发生变化。

MVCC的好处

读不加锁，读写不冲突。在读多写少的OLTP应用中，读写不冲突是非常重要的，可以增加系统的并发性能。

在MVCC中，有两种读操作：快照度和当前读。

MVCC快照

MVCC内部使用的一致性读快照称为Read  View，在不同的隔离级别下，事务启动时或者SQL语句开始时，看到的数据快照版本可能也不同，在RR、RC隔离级别下会用到 Read view。

InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务ID，称为Transaction  ID，它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。而每行数据都有多个版本。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本Read  View，并且把Transaction ID赋值给这个数据版本的事务 ID，标记为  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,数据表中的一行记录，其实可能有多个数据版本 ，每个版本有自己的  row_trx_id。

InnoDB行格式

目前InnoDB默认的行格式Dynamic，是Compat格式的增强版，记录头结构信息占用5个字节，事务ID和回滚指针分别占用6和7个字节，行格式如下：

记录头结构

数据行存储

#创建表 mysql> create table store_users (id int not null auto_increment primary key comment '主键id',name varchar(20) not null default '' comment '姓名'); # 查看表状态信息 mysql> show table status like 'store_users'\G      Row_format: Dynamic    #默认行格式为Dynamic            Rows: 0          #行数  Avg_row_length: 0          #平均行长度     Data_length: 16384      #初始化段大小16K      #开启事务，插入数据 mysql> begin; mysql> insert into store_users values(null, 'aaaaa'),(null, 'bbbbb'); #查看InnoDB分配的事务ID mysql> select trx_id from information_schema.innodb_trx\G trx_id: 8407246  #事务ID

分析表的行头信息以及隐藏的事务ID和回滚指针。

# 用Linux下的工具hexdump进行分析 $ 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表示变长字段长度，只有一个varchar(20)没有超过256字节，且没有NULL值。

• 00代表NULL标志位，第一行没有为NULL数据。

• 字符a的十六进制是61，即61 61 61 61 61代表的是字段值aaaaa

• 00 00 00 80 48 ce 6个字节就是Transaction  ID，转换成十进制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个字节是Rollback Pointer。

• 1c 80 00 00 01 是5个字节，代表Record Header信息。

隔离级别与快照

REPEATABLE READ

默认的隔离级别，一致读快照(Read View)是在第一次SELECT发起时建立，之后不会再发生变化。如果在同一个事务中发出多个非  锁定SELECT语句，那么这些SELECT语句在事务提交前返回的结果是一致的。

在RR下快照Read View不是事务发起时创建，而是在第一个SELECT发起后创建。

READ COMMITTED

在READ COMMITTED读已提交下，一致读快照(Read View)是在每次SELECT后都会生成最新的Read  View，即每次SELECT都能读取到已COMMIT的数据，就会存在不可重复读、幻读 现象。

Undo回滚段

当开启事务执行更新语句(insert/update/deeldte)，会经过Server层的处理生成执行计划，然后调用存储引擎层接口去读写数据，用户没有触发COMMIT或ROLLBACK之前，这些Uncommitted  Data的数据称为前镜像(Post Image)，数据存储在Undo Log，以便用户回滚或者MySQL Server Crash的恢复，同时Undo  Log是循环覆盖使用。

#开启事务，更新账户余额，不提交事务。 mysql> start transaction; mysql> update account set balance = 100000 where account_no = 10001; Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

上面在RR隔离级别下，开启一个事务，做update更新操作，不提交事务，通过show engine innodb  status\G查看undo情况。

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当前的事务ID，undo log entries 1使用了的undo entries，ACTIVE 154  sec事务持续时间，事务commit后，会调用Purge Thread把undo中的老数据清理掉。

回滚记录

insert：反向操作是delete，undo里记录的是delete相关信息，存储主键id即可。

udpate：反向操作是update，undo里记录的是update前的相关数据。

delete：反向操作是insert，undo里记录的是insert values(…..)相关的记录。

从这里可以知道，更新操作占用Undo空间的大小排序如下：

delete > update > insert

所以不建议物理delete删除数据，会产生大量的Undo  Log，Undo快被写满就会发生切换，在次期间会有大量的IO操作，导致业务的DML都会变得很慢。

一致性读

MySQL官方文档对一致读的描述：

读操作基于某个时间点得到一份那时的数据快照，而不管同时其他事务对数据的修改。查询过程中，若其他事务修改了数据，那么就需要从 undo  log中获取旧版本的数据。这么做可以有效避免因为需要加锁(来阻止其他事务同时对这些数据的修改)而导致事务并行度下降的问题。

在可重复读(REPEATABLE READ，简称RR)隔离级别下，数据快照版本是在第一个读请求发起时创建的。在读已提交(READ  COMMITTED，简称RC)隔离级别下，则是在每次读请求时都会重新创建一份快照。

一致性读是InnoDB在RR和RC下处理SELECT请求的默认模式。由于一致性读不会在它请求的表上加锁，其他事务可以同时修改数据不受影响。

一行数据有多个版本，每个数据版本有自己的trx_id，每个事务或者查询通过trx_id生成自己的一致性视图。普通select语句是一致性读，一致性读会根据row  trx_id和一致性视图确定数据版本的可见性，图中UR1，UR2就是undo，存储在Undo Log中，每次查询时根据当前data page和 Undo  page构造出一致性数据页(Consistent Read Page)，通过读取CR Page将数据返回给用户。

到此，相信大家对“一致性读实现原理是什么”有了更深的了解，不妨来实际操作一番吧！这里是亿速云网站，更多相关内容可以进入相关频道进行查询，关注我们，继续学习！