伍佰亿网站如何超越wordpress的用户体验？

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log 重做日志来保证的原子性是通过 undo log回滚日志 来保证的隔离性是通过 MVCC多版本并发控制 或锁机制来保证的一致性则是通过持久性原子性隔离性来保证 并行事务会引发什么问题 MySQL 服务端是允许多个客户端连接的在同时处理多个事务的时候就可能出现**脏读dirty read、不可重复读non-repeatable read、幻读phantom read**的问题。 脏读一个事务读取到了另一个事务修改过的但是还未提交的数据就发生了脏读。此时事务发生回滚那么另一个事务刚才得到的数据就是过期的数据。不可重复读一个事务内多次读取同一个数据如果出现前后两次读到数据不一样的情况就意为着发生了不可重复读现象。幻读一个事务内多次查询某个符合查询条件的记录数量如果出现前后两次查询到的记录数量不一样的情况就意味着发生了幻读现象。 事务的隔离级别有哪些 SQL 标准提出了四种隔离级别来规避这些现象隔离级别越高性能效率就越低这四个隔离级别如下 可以读未提交read uncommitted指一个事务还没提交时它做的变更就能被其他事务看到读已提交RCread committed指一个事务提交之后它做的变更才能被其他事务看到可重复读RRrepeatable read指一个事务执行过程中看到的数据一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别串行化serializable 会对记录加上读写锁在多个事务对这条记录进行读写操作时如果发生了读写冲突的时候后访问的事务必须等前一个事务执行完成才能继续执行 针对不同的隔离级别并发事务发生的现象有可能不同。 在「读未提交」隔离级别下可能发生脏读、不可重复读和幻读现象在「读提交」隔离级别下可能发生不可重复读和幻读现象但是不可能发生脏读现象在「可重复读」隔离级别下可能发生幻读现象但是不可能脏读和不可重复读现象在「串行化」隔离级别下脏读、不可重复读和幻读现象都不可能会发生。 MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」但是它很大程度上避免幻读现象 在可重复读隔离级别中普通的 select 语句就是基于 MVCC 实现的快照读也就是不会加锁的。而 select … for update 语句是当前读也就是每次读都是拿到最新版本的数据但是它会对读到的记录加上 next-key lock 锁。 快照读普通 select 语句是通过 **MVCC多版本控制方式解决了幻读。**因为可重复读隔离级别下事务执行过程中看到的数据一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的即使中途有其他事务插入了一条数据是查询不出来这条数据的所以就很好了避免幻读问题。 当前读select … for update 等语句是**通过 next-key lock记录锁间隙锁方式解决了幻读。**因为当执行 select … for update 语句的时候会加上 next-key lock如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录那么这个插入语句就会被阻塞无法成功插入所以就很好了避免幻读问题。 MySQL 有两种开启事务的命令分别是 第一种begin/start transaction 命令当执行了增删查改操作的 SQL 语句才是事务真正启动的时机。第二种start transaction with consistent snapshot 命令马上启动事务。 Read View在MVCC里如何工作 Read View 有四个重要的字段 creator_trx_id 指的是创建该 Read View 的事务的事务 id。 m_ids 指的是在创建 Read View 时当前数据库中「活跃事务」的事务 id 列表注意是一个列表“活跃事务”指的就是启动了但还没提交的事务。 min_trx_id 指的是在创建 Read View 时当前数据库中「活跃事务」中事务 id 最小的事务也就是 m_ids 的最小值。 max_trx_id 这个并不是 m_ids 的最大值而是创建 Read View 时当前数据库中应该给下一个事务的 id 值也就是全局事务中最大的事务 id 值 1 聚簇索引记录中有两个隐藏列 trx_id当一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时就会把该事务的事务 id 记录在 trx_id 隐藏列里 roll_pointer每次对某条聚簇索引记录进行改动时都会把旧版本的记录写入到 undo 日志中然后这个隐藏列是个指针指向每一个旧版本记录于是就可以通过它找到修改前的记录。 在创建 Read View 后我们可以将记录中的 trx_id 划分这三种情况 一个事务去访问记录的时候除了自己的更新记录总是可见之外还有这几种情况 如果记录的 trx_id 值小于当前事务的Read View中的 min_trx_id 值活跃事务中的最小事务id表示这个版本的记录是在创建 Read View 前已经提交的事务生成的所以该版本的记录对当前事务可见。如果记录的 trx_id 值大于等于当前事务的Read View中的 max_trx_id 值全局事务的最大id 1表示这个版本的记录是在创建 Read View 后才启动的事务生成的所以该版本的记录对当前事务不可见。如果记录的 trx_id 值在 Read View 的min_trx_id和max_trx_id之间需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中也就是判断当前事务是否为活跃事务/未提交事务 如果记录的 trx_id 在 m_ids 列表中表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着活跃事务还没提交所以该版本的记录对当前事务不可见。如果记录的 trx_id 不在 m_ids列表中表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交所以该版本的记录对当前事务可见。 这种通过「版本链」来控制并发事务访问同一个记录时的行为就叫 MVCC多版本并发控制使数据库在发生读写请求冲突时不用加锁这里的读指的是快照读这样就提高了MySQL的并发性能。 可重复读是如何工作的 可重复读隔离级别是启动事务时生成一个 Read View然后整个事务期间都在用这个 Read View。 假设事务 A 事务 id 为51启动后紧接着事务 B 事务 id 为52也启动了那这两个事务创建的 Read View 如下 接着在可重复读隔离级别下事务 A 和事务 B 按顺序执行了以下操作 事务 B 读取小林的账户余额记录读到余额是 100 万 找到记录后会先看这条记录的 trx_id此时发现 trx_id 为 50比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值51最小活跃事务id还小这意味着修改这条记录的事务早就在事务 B 启动前提交过了所以该版本的记录对事务 B 可见的也就是事务 B 可以获取到这条记录。 事务 A 将小林的账户余额记录修改成 200 万并没有提交事务 事务 A 通过 update 语句将这条记录修改了还未提交事务将小林的余额改成 200 万这时 MySQL 会记录相应的 undo log并以链表的方式串联起来形成版本链 事务 B 读取小林的账户余额记录读到余额还是 100 万 事务 B 第二次去读取该记录发现这条记录的 trx_id 值为 51在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间则需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内判断的结果是在的那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录直到找到 trx_id 小于事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录也就是小林余额是 100 万的这条记录。这里就通过MVCC的方式实现了可重复读。因为都是快照读普通SELECT语句所以MVCC也解决了幻读。 事务 A 提交事务 事务 B 读取小林的账户余额记录读到余额依然还是 100 万 当事物 A 提交事务后由于隔离级别是可重复读所以事务 B 再次读取记录时还是基于启动事务时创建的 Read View 来判断当前版本的记录是否可见。所以即使事物 A 将小林余额修改为 200 万并提交了事务 事务 B 第三次读取记录时读到的记录都是小林余额是 100 万的这条记录。 读提交是如何工作的 读提交隔离级别是在每次读取数据时都会生成一个新的 Read View。 假设事务 A 事务 id 为51启动后紧接着事务 B 事务 id 为52也启动了接着按顺序执行了以下操作 事务 B 读取数据创建 Read View小林的账户余额为 100 万 找到记录后会先看这条记录的 trx_id此时发现 trx_id 为 50比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值51最小活跃事务id还小这意味着修改这条记录的事务早就在事务 B 启动前提交过了所以该版本的记录对事务 B 可见的也就是事务 B 可以获取到这条记录。 事务 A 修改数据还没提交事务将小林的账户余额从 100 万修改成了 200 万 事务 B 读取数据创建 Read View小林的账户余额为 100 万 事务 B 在找到小林这条记录时会看这条记录的 trx_id 是 51在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间接下来需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内判断的结果是在的那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录也就是小林余额是 100 万的这条记录。 事务 A 提交事务 事务 B 读取数据创建 Read View小林的账户余额为 200 万 第三次创建的Read Viewm_ids变为只有52因为A事务id为51的已经提交了min_trx_id变为52。事务 B 在找到小林这条记录时会发现这条记录的 trx_id 是 51比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值52最小活跃事务id还小这意味着修改这条记录的事务早就在创建 Read View 前提交过了所以该版本的记录对事务 B 是可见的。 正是因为在读提交隔离级别下事务每次读数据时都重新创建 Read View那么在事务期间的多次读取同一条数据前后两次读的数据可能会出现不一致因为可能这期间另外一个事务修改了该记录并提交了事务。