数据库05——事务的实现原理1本文已参与「新人创作礼」活动，一起开启掘金创作之路。原子性——undolog 事务更新数

本文已参与「新人创作礼」活动，一起开启掘金创作之路。

事务更新数据的前置操作：

undo log：记录数据被修改前的旧值，用于事务回滚，实现事务的原子性和mvcc的快照读。

undo log里面包含了以下一些东西:

每行记录后面都有三个隐藏列trx_id(最近修改该数据的版本号)和roll_pointer(回滚指针，指向上一个版本的undolog日志)，row_id(没有主键与唯一索引时自动创建的id)。

事务里的insert、update、delete操作会产生对应的undo log日志，包括主键和列信息。

insert：产生特定的undolog日志，数据的回滚指针指向该日志，rollback时通过主键删除数据。

update：产生特定的undolog日志，数据的回滚指针指向新的undolog日志，新undolog日志指向前一个版本的日志，形成版本链（undolog日志序号递增），最末尾的日志是该数据insert时创建的。

对于更新主键的操作，先把原来数据的deletemark标识设为1，这时没有真正删除数据，真正的删除会交给清理线程判断，然后在后面插入一条新数据，新数据也会产生undo log，序号递增。

回滚：通过数据的回滚指针找到各个版本的undolog日志，根据日志类型执行反向的操作进行回滚。

回滚过程：

一致性指事务执行前后数据库的完整性没有被破坏、数据库处于合法状态。

是事务的最终目标，是其他三个特性的原子性、隔离性、持久性目的。

隔离的本质是解决并发时的冲突。

mysql通过锁实现写-写操作的隔离性，通过MVCC实现写-读操作的隔离性。

当前读：在进行写-写操作（增删改）时需要当前读，读取当前最新版本的数据，会对数据添加X锁，并且会对当前记录添加记录锁，对查询范围内的记录添加间隙锁，所以可以防止幻读问题。

mysql有行锁，表锁，x锁，s锁，ls锁，lx锁，记录锁、间隙锁、临建锁。

不同场景对并发冲突的容忍程度不同，提出了四种隔离级别。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
read uncommitted（未提交读）	√	√	√
read committed（提交读）	×	√	√
repeatable read（可重复读）	×	×	√
serializable （可串行化）	×	×	×

MVCC本质是依赖了undolog存储的历史数据，并使用快照读的可见性原则来确定当前事务可以看到哪些历史数据，达到无锁状态下的读写并发控制，提高数据的可见性和数据库的性能。

快照读 Read View ：保存了各个版本的历史数据和系统中当前活跃（未commit）的事务ID。

生成ReadView时，记录创建该ReadView的事务id(creator_trx_id)、当前系统中活跃的最小事务id(min_trx_id)、系统下一个分配的事务id(max_trx_id)、系统中活跃的事务id列表(m_ids)

只有当对表中的记录改动时，才会为事务分配唯一的事务id，否则事务id值默认为0。

Read View 快照读可见性原则数据的id (trx_id)与系统中事务id比较

执行过程如下：

trx_id=creator_id，当前事务修改过的数据，可以访问
trx_id<min_trx_id，该数据的修改早于系统中所有的事务（生成快照时），可以访问
trx_id>=max_trx_id，该数据的修改晚于系统中所有的事务，不可以访问
trx_id是否在m_ids列表中（遍历） 4.1 是，创建ReadView时，该版本还是活跃的，该版本不可以被访问。查找版本链找下一个版本的数据，继续执行上面的步骤判断可见性，如果最后一个版本还不可见，意味着记录对当前事务完全不可见 4.2 否，创建ReadView时，生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问

提交读和可重复读两种隔离级别通过锁+MVCC实现。

什么时候生成Read-View？

要看数据库的隔离级别：（可解决脏读、不可重复读）

事务提交前执行结果对其他事务不可见。

使用MVCC快照读时可以使当前事务读取到后启动但先提交的数据。

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