MySQL事项的控制方式

MySQL事项的控制方式

MySQL事项的控制方式

0. 隐式：实行SQL句子自动提交（前提条件MySQL应用SET AUTOCOMMIT=1打开自动提交）
1. 显式：begin/start transaction; update user set username = 'timi' where id =1; commit;

begin/start transaction指令并不是一个事项的起始点，在实施到他们以后的第一个实际操作InnoDB表中句子，事务管理才会真正运行。如果你想立刻运行一个事务管理，可以用start transaction with consistent snapshot。

MySQL的InnoDB模块有着不同的事务隔离级别，不一样事务隔离级别根据主视图建立时机不一样来达到。

MySQL的二种主视图

• View:这是一个用查询语句界定的虚拟表，在调用的情况下实行查询语句并生成结论。创建视图的语法结构是create view ...，而其查询方法与表一样。
• 另一个是InnoDB在推进MVCC时使用的一致性读主视图，即consistent read view，用于支持RC(Read Committed，读递交)和RR(Repeatable Read，可重复读)隔离级别的完成。

MySQL的MVCC快照更新

MVCC:Multiversion concurrency control，即多版本管理，在高并发查询数据库时，根据对业务开多版本控制，其实就是为每一条纪录储存好几份历史记录供读事务管理浏览，一个新的载入只需加上一个新的版本号就可以，不用等。避免因写数据时得加写锁而堵塞获取数据请求，完成获取数据无需上锁，获取数据与此同时改动。修改代码同时还可以载入。

其他版本是指数据分析表中同一个行数据信息可能有好几个版本号(row)，每一次事务管理同步数据时，都是会形成一个新的数据信息版本号，同时把 transaction id 取值给这个数字版本事务管理 ID，记作 row trx_id，InnoDB重复使用了Undo log里已经记载的历史版本数据来达到MVCC的需要。

操纵是指，InnoDB应用Undo log操纵不一样事务寻找相对应的数据信息版本号。

InnoDB中每一个事务管理都有一个唯一的事务管理ID，叫做transaction id，每一个事务管理在刚开始的时候向InnoDB事务管理系统软件办理的，该值按申请办理顺序严苛增长。

官方说法：

A unique transaction ID number, internal to InnoDB. These IDs are not created for transactions that are read only and nonlocking

Undo log

为品牌形象表明undo log，举例说明。

目前数据分析表如下所示：

CREATE TABLE `t` (
 `id` int(11) NOT NULL,
 `k` int(11) DEFAULT NULL,
 PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;

一次实行执行insert、update及再度update句子，相对应的事务管理序号分别是：Transaction I、Transaction J、Transaction K，那样新添加的id=1的信息行就会有三个版本号，undo log记载的数据数据分别是：

照片引入自taobao数据库系统月报。

undo log即是上图中的Rollptr，历史版本数据信息根据Rollptr重生成一个单链表供MVCC应用。因而，undo log不是在数据库当中真实存在，当要查看某行数据信息历史版本时，能通过Rollptr算出。

Undo log与隔离级别之间的关系

数据信息可视性

一个事务管理在运作时申明：就我启动时时刻刻为标准，如果一个数据信息版本号是在我运行以前产生的，就认，假如事务管理从我启动时产生的，也不认，务必寻找它上一个看得到的版本号。假如信息是这一事务管理自身升级更新的数据信息，它还是得认得。

InnoDB为每一个事务管理结构了一个二维数组，用于储存这一事务管理运行的一瞬间，现阶段已经“活跃性”是指，开启了还没有递交。

数据信息里事务管理ID的极小值记作低水位，现阶段系统软件里面早已建立完的事务管理ID的最高值加1记作高水位。主视图二维数组和高水位，组成一个现阶段事务管理的一致性主视图(read-view)。而数据信息版本可视性标准，主要是基于数据库的row trx_id跟这个一致性主视图的比较结论所得到的。

主视图二维数组把自己的row trx_id分为了几种不同情况。

针对事务管理运行一瞬间而言，一个数据信息版本row trx_id有以下几点很有可能：

针对现阶段事项的运行一瞬间而言，一个数据信息版本row trx_id，有一下几类很有可能：

0. 假如落到翠绿色一部分，表明当前版本是已提交事务或者现阶段事务管理自身产生的，这一信息是看得到的。
1. 假如落到鲜红色一部分，标志当前版本是通过未来运行事务产生的，是绝对不看得到的。
2. • 假如row trx_id在字符串中，表明当前版本是通过还没有递交事务产生的，看不到。
   • 假如row trx_id没有在二维数组中，表明当前版本已经递交事务产生的，由此可见。

假定未提交事务管理二维数组中所含的row trx_id包括：90,91,92,96，93,94,95并没有在未提交事务管理二维数组中，有一种可能是：93,94,95事务管理实行比较快，已提交。

一致性读

读操作根据某时间段获得一份当时的数据信息快照更新，不管别的数据信息对这家银行数据库的改动，在查看环节中，若别的事务管理更改了数据信息，那就要从undo log中获得旧版的信息。

升级逻辑性

标准：

同步数据全是读熟后写的，载入的信息，体会到的是现阶段最新版值，称之为“现阶段读”(current read)。

当某行数据被别的事务管理改动，取得写锁还没释放出来时，“现阶段读”会等候写锁释放出来之后再去实行。

可重复读与读递交

可重复读与读递交本质区别是：

• 可重复读隔离级别下，只需在事务管理刚开始的时候建立一致性主视图，以后事务中的别的查看都同用这一一致性主视图；针对可重复读，查看只认可在事务管理运行之前就早已递交进行的信息。
• 在校递交隔离级别下，每一个句子实行之前都会再次计算一个新的主视图。针对读递交，查看只认可在句子运行之前就早已递交进行的信息。

举例说明

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);

在可重复读隔离级别下，事务管理A查看过的k数值1，由于事务管理A最先运行，建立事务管理id，然后是事务管理B，事务管理B的row trx_id会超过事务管理A，落到高水位没开始事务管理中，数据修改对A看不到，事务管理C隐式开启事务，实行结束后隐式递交，因为一样C的row trx_id超过A，改动针对事务管理A版本号依然看不到，（即一致性读），因此事务管理A查看过的k数值历史版本1。

事务管理B查看过的k数值3，事务管理B最先开启事务，事务管理C接着打开，事务管理C将k=1调整为k=2，因为在改动的时候会应用“现阶段读”来查询数据的最新版来保证数据修改不容易遗失，因此事务管理B在实施update语句时会查到新版本k=2，系统重装后k=3。

举例说明引入自极客时间《MySQL实现45讲》

[事务管理究竟是防护还是不要防护] https://time.geekbang.org/column/article/70562?screen=full

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