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网站提速,网络营销推广方案案例视频,重庆是哪个省的城市哪个市,培训网Mysql事务1、事务的ACID模型#xff08;事务四大特性#xff09;1. 原子性#xff08;Atomicity#xff09;#xff1a;“要么全做#xff0c;要么全不做”事务是不可分割的最小操作单元#xff0c;所有操作要么全部成功#xff0c;要么全部失败是最小的不可分割的操作…Mysql事务1、事务的ACID模型事务四大特性1. 原子性Atomicity“要么全做要么全不做”事务是不可分割的最小操作单元所有操作要么全部成功要么全部失败是最小的不可分割的操作单元。要么所有操作都执行成功并提交Commit要么所有操作都执行失败并回滚Rollback不存在 “部分执行” 的中间状态。2. 一致性Consistency“事务前后数据状态合法”事务完成时必须使所有的数据都保持一致状态事务完成时必须使所有的数据都保持一致即保证事务前后数据的完整性和一致性。数据从一个 “合法状态” 转换到另一个 “合法状态”不会出现逻辑矛盾的数据。3. 隔离性Isolation“事务之间互不干扰”数据库系统提供的隔离机制保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行多个事务并发执行时每个事务的执行过程应 “看不到” 其他事务的中间状态即一个事务的操作结果要么在其他事务提交后可见要么在其他事务开始前可见避免并发导致的数据混乱。数据库系统提供的隔离机制通过不同的隔离级别保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行。4. 持久性Durability“事务提交后结果永久保存”事务一旦提交或回滚它对数据库中的数据的改变就是永久的事务一旦提交其对数据的修改就会永久保存到数据库中即使机器发生故障或数据库崩溃如断电、磁盘损坏修改结果也不会丢失。可以通过日志等方式恢复数据。2、并发下的事务问题在数据库实际运行中单事务执行场景极少更多是多个事务同时操作相同或相关数据即 “事务并发”。若缺乏有效的隔离机制事务并发会破坏数据的一致性导致多种典型问题。这些问题的本质是并发事务的 “操作交叉执行”使得一个事务能感知到另一个事务的 “中间未提交状态” 或 “已提交的修改结果”进而引发数据逻辑矛盾。1、脏读一个事务读取到另一个事务还没有提交的数据。一个事务事务 A读取了另一个事务事务 B尚未提交的修改数据若后续事务 B 因错误回滚Rollback事务 A 之前读取的数据就成了 “无效的脏数据”基于脏数据的业务决策会完全错误。2、不可重复读一个事务先后读取同一条记录但是两次读取的数据不同本质就是读取到了其他事务提交的数据。同一个事务事务 A在多次读取同一行数据的过程中另一个事务事务 B对该数据执行了 “修改并提交” 操作导致事务 A 前后两次读取的结果不一致“不可重复”。不可重复读没有违反读已提交但违反了“可重复读Repeatable Read”及以上级别的隔离要求3、幻读在解决不可重复读的前提下一个事务按照条件查询数据时没有对应的数据行但是在插入数据时又发现这行数据已经存在好像出现了一个幻影再次查询又查不到。同一个事务事务 A在多次执行相同的 “范围查询”如 “查询余额 500 的用户”时另一个事务事务 B对该查询范围内的数据执行了 “插入 / 删除并提交” 操作导致事务 A 前后两次查询的“结果行数” 不一致像出现了 “幻觉” 一样的新增 / 消失数据。3、事务的隔离级别(解决并发事务的问题)事务的隔离级别是数据库管理并发事务之间数据可见性的规则它决定了一个事务中的修改何时对其他事务可见。1、Read uncommitted读未提交什么并发事务问题都不能解决。读未提交可以读到其他事务尚未提交的数据这是最低的隔离级别允许一个事务读取另一个事务未提交的修改。2、Read committed读已提交这是大多数数据库系统的默认隔离级别如 Oracle、SQL Server确保一个事务只能看到其他事务已提交的修改。只能解决脏读。读已提交只读其他事务已经提交的数据不能读取未提交的更改原因就是在读取数据时加入了共享锁错误但是只是在读取时暂时在事务提交或回滚后就会释放锁从而解决脏读问题3、Repeatable Read(可重复读)这是MySQL InnoDB 的默认隔离级别确保同一事务中多次读取同一数据时结果始终一致不受其他事务提交的修改影响。只解决脏读、不可重复读。会在整个事务期 间持有锁解决脏读和不可重复读实现原理通过MVCC实现事务启动时创建数据快照整个事务过程中都使用这个快照不受其他事务影响。4、Serializable串行化这是最高的隔离级别强制事务串行执行避免了所有并发问题。所有的都能解决。会对查询的范围加范围锁并且事务会按照一定的顺序排队执行不会出现并发问题实现原理通常通过表级锁实现一个事务操作表时会锁定整个表阻止其他事务操作。4、事务的原理日志与隔离机制的协同运作事务的 ACID 特性并非凭空实现而是依赖于数据库底层精心设计的技术架构。其中原子性、一致性、持久性主要通过redo log重做日志和undo log回滚日志保证而隔离性则由锁机制和MVCC多版本并发控制共同支撑。这些机制相互配合构成了事务可靠性的基础。1、基本概述原子性、一致性、持久性是通过底层的两个日志文件来实现的redo log 、undo log是通过底层的两个日志文件来实现的redo log 、undo log隔离性是通过锁机制和MVCC(多版本并发控制)来实现的。2、详细解释持久性利用redo log重做日志实现。重做日志记录事务提交时的数据物理页修改即redo log记录的是某个页的某个数据从什么值变成什么值。该日志主要分为两个部分重做缓冲日志redo log buffer存在于内存中记录事务提交时的物理修改。重做日志文件redo log file存在于磁盘中。过程当对缓冲区的数据进行增删改之后会首先将数据页的变化记录到redo log buffer中在事务提交后会直接将redo log buffer中的数据刷新到磁盘的redo log file中之后当脏页刷新到磁盘时出错了就可以通过redo log file来进行恢复。注意为什么不在事务提交的时候直接将脏页刷新到磁盘而是通过redo log来实现因为直接刷新存在严重的性能问题。一个事务中可能包含多条sql即使是一条sql也可能涉及多个数据页每条语句的数据不一定相同会涉及到很多随机磁盘IO而log都是追加的因此是顺序磁盘IO顺序 IO 的效率大于随机 IO原子性undo log回滚日志用于回滚日志记录数据被修改前的信息作用包含两个提供回滚和MVCC(多版本并发控制)undo log是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时undo log会记录一条对应的 insert 记录反之亦然当update一条记录时他记录一条对应相反的update记录。当执行rollback时就可以从undo log中的逻辑记录中读取到相应的内容并进行回滚从而保证数据的原子性(主要是回滚)实际上就是记录旧版本的数据。销毁undo log在事务执行时产生事务提交时并不会立即删除因为这些事务有可能涉及到MVCC存储undo log采用段的方式进行管理和记录存放在rollback segament回滚段中。内部包含1024个undo log segment为什么说MVCC 锁保证事务的隔离性一、MVCC 负责 “读操作” 的隔离性避免读 - 写冲突MVCC 通过维护数据的多版本快照让读操作可以读取历史版本无需加锁从而避免了 “读阻塞写、写阻塞读” 的情况同时保证了不同隔离级别下的读一致性。读已提交RC每次读生成新的快照ReadView只读取已提交的最新版本避免脏读保证 “读已提交” 的隔离性。可重复读RR默认事务启动时生成全局快照整个事务内读同一版本避免不可重复读和幻读结合间隙锁保证 “可重复读” 的隔离性。二、锁机制负责 “写操作” 的隔离性避免写 - 写冲突锁机制通过对数据加排他锁或共享锁保证写操作的原子性和一致性防止多个事务同时修改同一数据。行级锁排他锁UPDATE、DELETE等写操作会对目标行加排他锁其他事务无法同时修改该行避免 “脏写”。间隙锁 / Next-Key LockRR 级别在可重复读隔离级别下通过锁定记录间隙防止其他事务插入新记录避免 “幻读”。