事务

作者: TheTempest | 来源:发表于2018-12-15 11:47 被阅读8次

1 事务

事务就是一组原子性的SQL查询,或者说一个独立的工作单元。事务内的语句,要么全部执行成功,要么全部执行失败。

例子:银行应用是解释事务必要性的一个经典例子。假设一个银行的数据库有两张表:支票(checking)表和储蓄(savings)表。现在要从用户Jane的支票账户转移200美元到她的储蓄账户,那么需要至少三个步骤:

1.检查支票账户的余额高于200美元。

2.从支票账户余额中减去200美元。

3.在储蓄账户余额中增加200美元。

上述三个步骤的操作必需打包在一个事务中,任何一个步骤失败,则必须回滚所有的步骤。

SQL:

1.START TRANSACTION;

2.SELECT balance FROM checking WHERE customer_id = 10233276;

3.UPDATE checking SET balance = balance -200.00 WHERE customer_id = 10233276;

4.UPDATE savings SET balance = balance + 200.00 WHERE customer_id = 10233276;

5.COMMIT;

1.1 ACID

除非系统通过严格的ACID测试,否则空谈事务的概念是不够的。ACID表示原子性、一致性、隔离性和持久性。一个运行良好的事务处理系统,必需具备这些标准特征。

1.1.1 原子性

一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元,整个事务中的所有操作要么全部提交成功,要么全部失败回滚,对于一个事务来说,不可能只执行其中的一部分操作,这就是事物的原子性。

1.1.2 一致性

数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态。在前面的例子中,一致性确保了,即使在执行第三、四条语句之间时系统崩溃了,支票账户中也不会损失200美元,因为事务最终没有提交,所以事务中所做的修改也不会保存到数据库中。

关于一致性的理解:①一致性是指系统从一个正确的状态,迁移到另一个正确的状态.什么叫正确的状态呢?就是当前的状态满足预定的约束就叫做正确的状态。②事务开始和结束之间的中间状态不会被其他事务看到(If related data is being updated across multiple tables, queries see either all old values or all new values, not a mix of old and new values.)

1.1.3 隔离性

通常来说(后面隔离级别会用到),一个事务所做的修改在最终提交以前,对其他事务是不可见的。

1.1.4 持久性

一旦事务提交,则其所做的修改会永久保存到数据库中。此时即使系统崩溃,修改的数据也不会丢失。但是其实不可能做到100%的持久性保证(如果数据库本身就能做到真正的持久性,那就不需要通过备份来增加持久性了)。

1.2 隔离级别

1.2.1 READ UNCOMMITTED(未提交读)

在该级别下,事务中的修改,即使没有提交,对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据,这被称为“脏读”。

1.2.2 READ COMMITTED(提交读)

大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMITTED(但MySQL不是)。READ COMMITTED 满足前面提到的隔离性的简单定义:一个事务,只能“看见”已经提交的事务所做的修改。换句话说,一个事务从开始知道提交之前,所做的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别有时候也叫做不可重复读,因为两次执行同样的查询,可能会得到不一样的结果。

1.2.3 REPEATABLE READ(可重复读)

REPEATABLE READ 解决了脏读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上,可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读的问题。所谓幻读,指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时,另外一个事务又在该范围内插入了新的记录,当之前的事务再次读取该范围的记录时,会产生幻行。

例子:假如,中午去食堂打饭吃,看到一个座位是空的,便屁颠屁颠的去打饭,回来后,发现这些座位都还是空的(重复读),窃喜。走到跟前刚准备坐下时,却惊现一个恐龙妹,严重影响食欲。仿佛之前看到的空座位是“幻影”一样。

1.2.4 SERIALIZABLE(可串行化)

SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行,避免了前面说的幻读的问题。简单来说,SERIALIZABLE会在读取的每一个数据行都加锁,所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用中也很少用到这个隔离级别。

对于可重复读,查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据;对于提交读,查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据;

1.3 多版本并发控制

InnoDB的MVCC是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列,一个保存了行的创建时间,一个保存行的过期时间(或删除时间)。当然存储的并不是实际的时间值,而是系统版本号。每开始一个新的事务,系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号,用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。下面看一下MVCC具体是如何操作的:

SELECT

InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录:

a. InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是,行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号),这样可以确保事务读取的行,要么是在事务开始前已经存在的,要么是事务自身插入或者修改过的。

b. 行的删除版本要么未定义,要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行,在事务开始之前未被删除。

INSERT

InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。

DELETE

InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。

UPDATE

InnoDB为插入一行新纪录,保存当前系统版本号作为行版本号,同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。


MVCC也引入了一个问题:如何移除已废弃的和将不会被读到的数据版本?

解决方案1:一个进程定期的扫描并删除已废弃的版本。具体操作起一个stop-the-world进程,获取当前正在进行的所有事物的版本号,取最小版本号,然后遍历整张表,将每一条数据的删除时间与这个最小版本号进行比较,如果小于该最小版本号即可删除。这个方案显而易见的缺点就是需要个定期的stop-the-world。

解决方案2:大部分数据库采用的方式,将存储结构分为两部分,即数据部分和undo log部分,数据部分始终保留数据的最后一个版本,undo log部分可以重现数据的历史版本。但是这种方法有一定的限制,在频繁的更新操作情况下,undo log部分会超出运行空间,从而导致事务无法获取它们的快照数据,进而该事物被丢弃。

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