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mysql重复读怎么实现 mysql uuid重复

mysql可重复读的幻读解决方案

首先需要明确的就是“幻读”概念: 隔离级别是可重复读,在一个事务中前后两次查询,查到了其他事务insert进来的数据。

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强调的是读取到了其他事务插入进来的数据。

下面来论证一下可重复读下幻读的解决方案

先明确一下,for update语法就是当前读,也就是查询当前已经提交的数据,并且是带悲观锁的。没有for update就是快照读,也就是根据readView读取的undolog中的数据。

如果按照以上猜想,那么整个执行结果就违背了 可重复读 的隔离级别了。

那么我们再假设select * from TABLE where d = 5 for update;这条语句锁定的是所有被扫描到的数据。

这是因为T2阶段的update会被阻塞住,毕竟所有被扫描到的记录都被锁定了。

按照上述推理过程,很显然,即使锁定所有扫描到的数据行,也依然存在幻读的情况。违背了 可重复读 的隔离级别。

针对这个情况,我们要解决幻读的问题,那么就要求针对所有被扫描的记录行以及还不存在的d=5的记录行都给锁住。

至此,当前查询结果完全满足 可重复读 的隔离级别。

通过以上推论,我们可以总结一下,在可重复读的隔离级别下,解决幻读除了需要锁定所有扫描到的记录行外,还需要锁定行之间的间隙,也就是通过间隙锁来解决幻读的问题。

mysql 可重复读如何实

SERIALIZABLE 采用两阶段锁来保证隔离性

加锁阶段:只加锁,不放锁

解锁阶段:只放锁,不加锁。

且无论 读 还是 写 , 都要加锁

但是这样做了以后, 失去了MVCC的特性 (非锁定的一致性读)

mysql的重复读如何实

lock table 读锁定

如果一个线程获得在一个表上的read锁,那么该线程和所有其他线程只能从表中读数据,不能进行任何写操作。

lock tables user read;//读锁定表 unlock tables;//解锁 lock tables user read local;//本地读锁定表,其他线程的insert未被阻塞,update操作被阻塞

lock table 写锁定

如果一个线程在一个表上得到一个 write锁,那么只有拥有这个锁的线程可以从表中读取和写表。其它的线程被阻塞。

lock tables user write;//写锁定表 unlock tables;//解锁

Yii中的用法实例

/** * 当日单项内容状态 */ public function getPointAready($marke,$dayTime){ $model = SysRun::model()-findByAttributes(array('syr_marking'=$marke,'syr_daytime'=$dayTime)); if(empty($model)){ //表写锁定 Yii::app()-db-createCommand()-setText("lock tables {{sys_run}} WRITE")-execute(); $model = new SysRun(); $model-syr_marking = $marke; $model-syr_daytime = $dayTime; $model-syr_val = 0; $model-syr_subval = 0; $model-save(); //表解锁 Yii::app()-db-createCommand()-setText("unlock tables")-execute(); } return $model; }

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mysql是如何实现可重复读的?

一个事务要更新一行,如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁,会被锁住,进入等待状态。既然进入了等待状态,那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候,它读到的值又是什么呢?

可重复读隔离级别下,事务在启动的时候就“拍了个整个库的快照”。如果一个库有100G,那么我启动一个事务,MySQL就要拷⻉100G的数据出来,这个过程得多慢啊。但是平时事务执行起来却是非常快的。不是全部拷贝出来那是怎么实现的呢?

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID,叫作transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的,是按申请顺序严格递增的。

而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候,都会生成一个新的数据版本,并且把transaction id赋值给这个数 据版本的事务ID,记为row trx_id。同时,旧的数据版本要保留,并且在新的数据版本中,能够有信息可以直接拿到它。

数据表中的一行记录,其实可能有多个版本(row),每个版本有自己的row trx_id。

图中虚线框里是同一行数据的4个版本,当前最新版本是V4,k的值是22,它是被transaction id 为25的事务更新的,因此它的row trx_id也是25。语句更新会生成undo log(回滚日志),图中的三个虚线箭头,就是undo log。

按照可重复读的定义,一个事务启动的时候,能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后,这个事务执行期间,其他事务的更新对它不可⻅。

一个事务只需要在启动的时候声明说,“以我启动的时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就认;如果是我启动以后才生成的,我就不认,我必须要找到它的上一个版本”。

如果“上一个版本”也不可⻅,那就得继续往前找。如果是这个事务自己更新的数据,它自己还是要认的。

在实现上, InnoDB为每个事务构造了一个数组,用来保存这个事务启动瞬间,当前正在“活跃”的所有事务ID。“活跃”指的就 是,启动了但还没提交。数组里面事务ID的最小值记为低水位,当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。 这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。而数据版本的可⻅性规则,就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的。

InnoDB利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性,实现了“秒级创建快照”的能力。

回到我们最开始的表格,看看最后执行的结果是多少。做如下假设:

事务A的视图数组就是[99,100], 事务B的视图数组是[99,100,101], 事务C的视图数组是[99,100,101,102]。为了简化分析,我先把其他干扰语句去掉,只画出跟事务A查询逻辑有关的操作:

第一个有效更新是事务C,把数据从(1,1)改成了(1,2)。这时候,这个数据的最新版本的row trx_id是102,而90这个版本已经成为了历史版本。 第二个有效更新是事务B,把数据从(1,2)改成了(1,3)。这时候,这个数据的最新版本(即row trx_id)是101,而102又成为了历史版本。

事务B的update语句,如果按照一致性读,好像结果不对哦?

事务B的视图数组是先生成的,之后事务C才提交,不是应该看不⻅(1,2)吗,怎么能算出(1,3)来?

事务B在更新之前查询一次数据,这个查询返回的k的值确实是1。 但是,当它要去更新数据的时候,就不能再在历史版本上更新了,否则事务C的更新就丢失了。因此,事务B此时的set k=k+1是在(1,2)的基础上进行的操作。 所以,这里就用到了这样一条规则:更新数据都是先读后写的,而这个读,只能读当前的值,称为 “当前读” ( current read )。

在更新的时候,当前读拿到的数据是(1,2),更新后生成了新版本的数据(1,3),这个新版本的row trx_id是101。

所以,在执行事务B查询语句的时候,一看自己的版本号是101,最新数据的版本号也是101,是自己的更新,可以直接使用, 所以查询得到的k的值是3。

select语句如果加锁,也是当前读。

如果把事务A的查询语句select * from t where id=1修改一下,加上lock in share mode 或 for update,也都可以读到版本号是101的数据,返回的k的值是3。下面这两个select语句,就是分别加了读锁(S锁,共享锁)和写锁(X锁,排他锁)。

事务C’的不同是,更新后并没有⻢上提交,在它提交前,事务B的更新语句先发起了。前面说过了,虽然事务C’还没提交,但是(1,2)这个版本也已经生成了,并且是当前的最新版本。那么,事务B的更新语句会怎么处理呢?

两阶段锁协议,事务C’没提交,也就是说(1,2)这个版本上的写锁还没释放。 而事务B是当前读,必须要读最新版本,而且必须加锁,因此就被锁住了,必须等到事务C’释放这个锁,才能继续它的当前读。

回到最初的问题,事务的可重复读的能力是怎么实现的?


网站标题:mysql重复读怎么实现 mysql uuid重复
标题来源:http://bjjierui.cn/article/doshpsj.html

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