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c 网站开发 vs2012,做招聘网站需要什么,五星酒店网站建设方案,清廉桂林网站MySQL—redo log、undo log以及MVCC 首先回忆一下MySQL事务的四大特性#xff1a;ACID#xff0c;即原子性、一致性、隔离性和持久性。其中原子性、一致性、持久性实际上是由InnoDB中的两份日志保证的#xff0c;一份是redo log日志#xff0c;一份是undo log日志#xff…MySQL—redo log、undo log以及MVCC 首先回忆一下MySQL事务的四大特性ACID即原子性、一致性、隔离性和持久性。其中原子性、一致性、持久性实际上是由InnoDB中的两份日志保证的一份是redo log日志一份是undo log日志而隔离性则依赖于锁和MVCC。 一、redo log 重做日志记录的是事务提交时数据页的物理修改是用来实现事务的持久性。   该日志文件由两部分组成重做日志缓冲( redo log buffer )以及重做日志文件( redo log file )前者在内存中后者在磁盘中。

1. 应用场景 我们知道在InnoDB引擎中的内存结构中主要的内存区域就是缓冲池在缓冲池中缓存了很多的数据页。 当我们在事务中执行多个增删改的操作时InnoDB引擎会先操作缓冲池中的数据如果缓冲池没有对应的数据则会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来存放在缓冲池中然后将缓冲池中的数据修改修改后的数据页我们称为脏页。 而脏页则会在一定的时机通过后台线程刷新到磁盘中从而保证缓冲池与磁盘数据的一致性。 然而缓冲池的脏页数据并不是实时刷新的而是一段时间之后才将缓冲池的数据刷新到磁盘中假如刷新到磁盘的过程出错了而提示给用户事务提交成功这样数据没有持久化下来违背了事务的持久性。redo log的作用就是当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志文件中用于在刷新脏页到磁盘发生错误时, 进行数据恢复使用。
2. 工作流程 当对缓冲池的数据进行增删改之后会首先将数据页变化记录在redo log buffer中。在事务提交时会将redo log buffer中的数据刷新到redo log磁盘文件中。之后如果刷新缓冲池的脏页到磁盘时发生错误此时就可以借助于redo log进行数据恢复这样就保证了事务的持久性。 而如果脏页成功刷新到磁盘此时redo log就没有作用了就可以删除了所以磁盘中存在两个redo log文件并且是循环写的。
3. 优点 可能有人会问那为什么每一次提交事务要刷新redo log buffer到磁盘中呢而不是在事务提交时直接将buffer pool中的脏页刷新到磁盘呢   因为在业务操作中我们操作数据一般都是随机的如果此时刷新磁盘是随机IO性能比较低。而redo log在往磁盘文件中写入数据时由于是日志文件所以是顺序IO。顺序IO的效率要远大于随机IO。 这种先写日志的方式称之为 WAL ( Write-Ahead Logging )。 二、undo log 回滚日志用于记录数据被修改前的信息 , 作用包含两个 提供回滚(保证事务的原子性和一致性)MVCC(多版本并发控制) undo log和redo log记录物理日志不一样它记录的是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时undo log中会记录一条对应的insert记录反之亦然当update一条记录时它记录一条对应相反的update记录。如此一来当执行事务回滚时就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。从而保证了事务的原子性和一致性。   undo log采用段的方式进行管理和记录存放在InnoDB存储引擎的rollback segment回滚段中。undo log在事务执行时产生事务提交时并不会立即删除undo log因为这些日志可能还用于MVCC。 三、MVCC 全称Multi-Version Concurrency Control即多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本使得读写操作没有冲突。MVCC的具体实现依赖于数据库记录中的隐式字段、undo log日志、readView。
4. 隐式字段 在一张表中每行数据除了我们设置的字段以外InnoDB还会自动地添加三个隐藏字段 隐藏字段含义DB_TRX_ID最近修改事务ID记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID(从1开始自增)DB_ROLL_PTR回滚指针指向这条记录的上一个版本用于配合undo log指向上一个版本DB_ROW_ID隐藏主键如果表结构没有指定主键将会生成该隐藏字段 上述的前两个字段是肯定会添加的是否添加最后一个字段取决于当前表有没有主键如果有主键则不会添加该隐藏字段。
5. undo log 当执行insert的时候产生的undo log日志只在回滚时需要在事务提交后可被立即删除。而执行update、delete的时候产生的undo log日志不仅在回滚时需要在快照读时也需要不会立即被删除。   下面我们介绍一下undo log版本链的生成。假设有一张表的原始数据为 然后有四个并发事务同时在操作这张表。 A. 第一步 当事务2执行第一条修改语句时会记录undo log日志记录数据变更之前的样子(左图)然后更新记录并且记录本次操作的事务ID回滚指针回滚指针用来指定如果发生回滚回滚到哪一个版本(右图)。 B. 第二步 当事务3执行第一条修改语句时也会记录undo log日志记录数据变更之前的样子(左图)然后更新记录并且记录本次操作的事务ID回滚指针回滚指针用来指定如果发生回滚回滚到哪一个版本(右图)。 C. 第三步 当事务4执行第一条修改语句时也会记录undo log日志记录数据变更之前的样子(左图)然后更新记录并且记录本次操作的事务ID回滚指针回滚指针用来指定如果发生回滚回滚到哪一个版本(右图)。 最终我们发现不同事务或相同事务对同一条记录进行修改会导致该记录的undolog生成一条记录版本链表链表的头部是最新的旧记录链表尾部是最早的旧记录。
6. readView 首先我们先介绍两个概念当前读和快照读。 当前读   读取的是记录的最新版本读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录会对读取的记录进行加锁。对于我们日常的操作如select … lock in share mode(共享锁)select …for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读。快照读   简单的select(不加锁)就是快照读快照读读取的是记录数据的可见版本有可能是历史数据不加锁是非阻塞读。在不同的事务隔离级别下生成快照读的时机不同。 Read Committed每次select都生成一个快照读。Repeatable Read开启事务后仅在第一个select语句快照读。Serializable快照读会退化为当前读。 ReadView(读视图)是快照读SQL执行时MVCC提取数据的依据记录并维护系统当前活跃的事务(未提交的)id。ReadView中包含了四个核心字段 字段含义m_ids当前活跃的事务ID集合min_trx_id最小活跃事务IDmax_trx_id预分配事务ID当前最大事务ID1(因为事务ID是自增的)creator_trx_idReadView创建者的事务ID 而在readView中也规定了版本链数据的访问规则(trx_id代表undolog版本链中记录的事务ID) 条件是否可以访问说明trx_id creator_trx_id可以访问该版本成立说明数据是当前这个事务更改的trx_id min_trx_id可以访问该版本成立说明数据已经提交trx_id max_trx_id不可以访问该版本成立说明该事务是在readView生成后才开启min_trx_id trx_id max_trx_id如果trx_id不在m_ids中是可以访问该版本的成立说明数据已经提交
7. 实现原理 前面我们说过在不同隔离级别下生成readView的时机不同。 4.1 RC隔离级别 RC隔离级别下在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。 在事务5中执行了两次select操作每一次都会生成一个readView第一条select语句执行时事务3、4、5都未提交第二条select语句执行时事务4、5未提交。 两个readView我们到底会获得什么样的数据呢先来看第一次快照读具体的读取过程 代入trx_id4发现右图中四条均不满足代入trx_id3发现同样不满足代入trx_id2在②处满足因此这条查询语句拿到的结果就是 再来看第二次快照读具体的读取过程 代入trx_id4发现右图中四条均不满足代入trx_id3在②处满足因此这条查询语句拿到的结果就是 4.2 RR隔离级别 RR隔离级别下仅在事务中第一次执行快照读时生成readView后续复用该readView。 这也印证了RR是可重复读在一个事务中执行两次相同的select语句查询到的结果应是一样的。 同样的分析方式可以看出两次select语句拿到的都是 综上所述MVCC的实现原理就是通过InnoDB表的隐藏字段、undo log版本链、readView来实现的。而MVCC锁则实现了事务的隔离性。 关于MVCC还想了解更多的朋友们可以参考 MVCC详解