在MySQL中如何查询driver mysql如何查看数据

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mob6454cc6dac54 2024-08-12 21:02:41

文章标签 在MySQL中如何查询driver mysql mvcc 数组数据 文章分类 MySQL 数据库

什么是MVCC

在学习MVCC前，先了解一下当前读和快照读

当前读
比如lock in share mode（共享锁），for update，update，delete，insert（排它锁）这些操作都是一些当前读，当前读的定义就是读取当前数据的最新版本，读取时还要保证其它并发事务不能修改数据，会对读取的记录进行加锁
快照读
不加锁的select就是快照读，即不加锁的非阻塞读，快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下快照读会退化为当前读。快照读的实现是基于多版本并发控制，即MVCC。即快照读可能读取到的数据不一定是最新版本，而有可能是之前的历史版本

MVCC即多版本并发控制，保留有关已更改行的旧版本的信息以及支持事务功能，例如并发和回滚，这些信息以回滚段的方式存储在UndoLog中。MVCC就是为了实现读写不冲突不加锁，读也就是快照读，不是当前读

什么是UndoLog

回滚日志（撤销日志），MVCC的重要组成部分，单个事务对记录变更操作的记录集合。如果另一个事务需要查看原始数据满足一致性读，则需要去undolog中检索，UndoLog保存在UndoLog Segments中，UndoLog Segments 保存在Rollback Segments中，回滚段保存在Undo表空间和全局临时表空间中。UndoLog一般是逻辑日志，记录数据的变更版本信息

mvcc实现原理

基于隐式字段+UndoLog+Read View实现

UndoLog中的每条记录都有隐藏字段

DB_TRX_ID 创建该条记录或者最后修改该条记录的事务ID
DB_ROLL_PTR 回滚指针，指向当前这条记录的上一个版本
DB_ROW_ID 隐藏的主键

UndoLog ，在insert，update，delete 时产生的回滚日志

Read View 可读视图

组成 [未提交事务数组]，最大的事务id

可读视图判断规则

生成一致性视图规则read-view

由执行时所有未提交事务的id数组（数组里最小的trx_id为min_id）和已创建的事务id（max_id）+1 组成（应该分配给下一个事务的id），查询的数据结果根据生成的read-view做对比得到快照的结果

在MySQL中如何查询driver mysql如何查看数据_在MySQL中如何查询driver

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版本链比对判断规则

如果落在绿色部分（trx_id<min_id） ,表示这个版本是已提交事务生成的，这个事务是可见的
如果落在黄色部分（min_id<=trx_id<=max_id）,分两种情况处理
a. 若row的trx_id在数组中，表示这个事务是由还没提交的事务生成的，不可见，当前自己的事务是可见的
b. 若row的trx_id不在数组中，表示这个事务是已经提交的事务生成的，可见
如果落在红色部分(trx_id>max_id)，表示这个版本是由将来启动的事务创建的，肯定不可见

对于删除的情况可以认为是update的特殊情况，delete数据的时候会将版本上最新的数据复制一份，然后将trx_id修改成删除操作的trx_id，同时将该条记录的头信息（record header ）里的（deleted_flag）标记位写上true，表示当前记录已经被删除，在查询时按照上面的规则查到对应的记录，如果deleted_flag标记位为true，意味着数据已经被删除，则不会被返回。

举例说明MVCC实现原理

表说明

t 事务操作表，演示表，undolog日志演示操作表
t1 ,辅助表，生成事务id

隔离级别

可重复读

验证

查看数据库隔离级别（只有可重复读和读提交下MVCC有效）
在RR级别下的某个事务对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及read-view，将当前系统活跃的其它事务记录起来，此后在调用快照读的时候还是使用的同一个read-view，所以只要当前事务在其它事务更新提交之前使用快照读，那么之后的快照读都是统一个read-view，所以对之后的修改不可见。
在RR级别下，快照读生成read-view时，read-view会记录此时所有其它事务的快照，这些事务对与当前事务都是不可见的，而早于read-view创建的事务都是可见的
而在RC级别下，事务中每次都会生成一个新的read-view和快照，这就是我们在RC级别下可以看到别的事务提交的更新的原因
总之就是在RC级别下，每个事务都会获取最新的read-view；而在RR级别下，则是同一个事物的第一个selete才会创建快照，之后的快照读都是第一次创建的read-view，都是同一个read-view
下面为不同时刻不同事务时序图
transaction100，200，300 为三个更新事务
select1，2为两个读取事务

Transaction 100	Transaction 200	Transaction 300	select 1	select 2
begin;	begin;	begin;	begin;	begin;
update t1 set t1col='t1colval' where id = '1';(辅助表t1中更新数据，生成一个事务ID100)
	update t1 set t1col='t1colval200' where id = '2';(辅助表t1生成事务ID200)
		update t set name = 'zuiyu300' where id = '1' ;(第一次更新数据)
		commit;
			select name from t where id = '1' ;(第一次读，创建readview[100,200] 300) 此时读出来的结果是name=zuiyu300
update t set name='zuiyu100' where id = '1';
Update t set name ='zuiyu101' where id = '1';
			select name from t where id = '1'; (第二次读，继续使用第一次创建的readview[100,200] 300) 此时读出来的结果是name=zuiyu300
commit;
	update t set name='zuiyu200' where id = '1';
	update t set name='zuiyu201' where id = '1';
			select name from t where id = '1'; (第三次读，继续使用第一次创建的readview[100,200] 300) 此时读出来的结果是name=zuiyu300	select name from t where id = '1';（此时会生成一个readview [200],300）,此时结果name=zuiyu101
	commit;		commit;	commit;

第一次读取时
生成的read view [100，200]301，min_id=100，max_id=300
版本链信息如下：

image-20211227225727829

查找规则为

1、第一条记录trx_id=300，落在中间区域

2、300不在活跃事务数组中，所以可见，返回name=zuiyu300

第二次读取时
当前隔离级别为可重复读，使用第一次读取时生成的read view，生成的read view [100，200]301，min_id=100，max_id=300，
版本链信息如下

image-20211227230120537

查找规则

1、第一条记录trx_id=100，落在中间黄色区域

2、事务id100在活跃事务数组中，表明不可见，继续往下找

3、第二条记录trx_id=100，同比不可见

4、第三条记录trx_id=300，落在中间区域，不在活跃事务数组，可见，返回name=zuiyu300

第三次读取时
当前隔离级别为可重复读，使用第一次读取时生成的read view，生成的read view [100，200]301，min_id=100，max_id=300
版本链信息如下

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查找规则

1、第一条记录trx_id=200，落在中间黄色区域，200在活跃事务数组中，不可见

2、第二条记录trx_id=200，不可见

3、第三条记录trx_id=100，落在中间黄色区域，100在活跃事务数组中，不可见

4、第四条记录trx_id=100，不可见

5、第五条记录trx_id=300，落在中间黄色区域，不在活跃事务数组中，可见返回name=zuiyu300

select 2 事务读取时
生成的read view [200],301，min_id=200,max_id=300
此时的活跃事务只有事务id为200的，当前的版本链信息如下：
查找规则为
1、从上往下，第一条记录trx_id=200，在活跃事务数组中，不可见
2、第二条记录trx_id=200，不可见
3、第三条记录trx_id=100，100<min_id,所以事务可见，返回结果name=zuiyu101

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