mysql的重復(fù)讀如何實(shí)

lock table 讀鎖定

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如果一個(gè)線程獲得在一個(gè)表上的read鎖，那么該線程和所有其他線程只能從表中讀數(shù)據(jù)，不能進(jìn)行任何寫操作。

lock tables user read;//讀鎖定表 unlock tables;//解鎖 lock tables user read local;//本地讀鎖定表，其他線程的insert未被阻塞，update操作被阻塞

lock table 寫鎖定

如果一個(gè)線程在一個(gè)表上得到一個(gè) write鎖，那么只有擁有這個(gè)鎖的線程可以從表中讀取和寫表。其它的線程被阻塞。

lock tables user write;//寫鎖定表 unlock tables;//解鎖

Yii中的用法實(shí)例

/** * 當(dāng)日單項(xiàng)內(nèi)容狀態(tài) */ public function getPointAready($marke,$dayTime){ $model = SysRun::model()-findByAttributes(array('syr_marking'=$marke,'syr_daytime'=$dayTime)); if(empty($model)){ //表寫鎖定 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(); //表解鎖 Yii::app()-db-createCommand()-setText("unlock tables")-execute(); } return $model; }

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mysql可重復(fù)讀的幻讀解決方案

首先需要明確的就是“幻讀”概念： 隔離級別是可重復(fù)讀，在一個(gè)事務(wù)中前后兩次查詢，查到了其他事務(wù)insert進(jìn)來的數(shù)據(jù)。

強(qiáng)調(diào)的是讀取到了其他事務(wù)插入進(jìn)來的數(shù)據(jù)。

下面來論證一下可重復(fù)讀下幻讀的解決方案

先明確一下，for update語法就是當(dāng)前讀，也就是查詢當(dāng)前已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，并且是帶悲觀鎖的。沒有for update就是快照讀，也就是根據(jù)readView讀取的undolog中的數(shù)據(jù)。

如果按照以上猜想，那么整個(gè)執(zhí)行結(jié)果就違背了 可重復(fù)讀 的隔離級別了。

那么我們再假設(shè)select * from TABLE where d = 5 for update;這條語句鎖定的是所有被掃描到的數(shù)據(jù)。

這是因?yàn)門2階段的update會被阻塞住，畢竟所有被掃描到的記錄都被鎖定了。

按照上述推理過程，很顯然，即使鎖定所有掃描到的數(shù)據(jù)行，也依然存在幻讀的情況。違背了 可重復(fù)讀 的隔離級別。

針對這個(gè)情況，我們要解決幻讀的問題，那么就要求針對所有被掃描的記錄行以及還不存在的d=5的記錄行都給鎖住。

至此，當(dāng)前查詢結(jié)果完全滿足 可重復(fù)讀 的隔離級別。

通過以上推論，我們可以總結(jié)一下，在可重復(fù)讀的隔離級別下，解決幻讀除了需要鎖定所有掃描到的記錄行外，還需要鎖定行之間的間隙，也就是通過間隙鎖來解決幻讀的問題。

mysql是如何實(shí)現(xiàn)可重復(fù)讀的？

一個(gè)事務(wù)要更新一行，如果剛好有另外一個(gè)事務(wù)擁有這一行的行鎖，會被鎖住，進(jìn)入等待狀態(tài)。既然進(jìn)入了等待狀態(tài)，那么等到這個(gè)事務(wù)自己獲取到行鎖要更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，它讀到的值又是什么呢?

可重復(fù)讀隔離級別下，事務(wù)在啟動的時(shí)候就“拍了個(gè)整個(gè)庫的快照”。如果一個(gè)庫有100G，那么我啟動一個(gè)事務(wù)，MySQL就要拷?100G的數(shù)據(jù)出來，這個(gè)過程得多慢啊。但是平時(shí)事務(wù)執(zhí)行起來卻是非?？斓摹２皇侨靠截惓鰜砟鞘窃趺磳?shí)現(xiàn)的呢?

InnoDB里面每個(gè)事務(wù)有一個(gè)唯一的事務(wù)ID，叫作transaction id。它是在事務(wù)開始的時(shí)候向InnoDB的事務(wù)系統(tǒng)申請的，是按申請順序嚴(yán)格遞增的。

而每行數(shù)據(jù)也都是有多個(gè)版本的。每次事務(wù)更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，都會生成一個(gè)新的數(shù)據(jù)版本，并且把transaction id賦值給這個(gè)數(shù) 據(jù)版本的事務(wù)ID，記為row trx_id。同時(shí)，舊的數(shù)據(jù)版本要保留，并且在新的數(shù)據(jù)版本中，能夠有信息可以直接拿到它。

數(shù)據(jù)表中的一行記錄，其實(shí)可能有多個(gè)版本(row)，每個(gè)版本有自己的row trx_id。

圖中虛線框里是同一行數(shù)據(jù)的4個(gè)版本，當(dāng)前最新版本是V4，k的值是22，它是被transaction id 為25的事務(wù)更新的，因此它的row trx_id也是25。語句更新會生成undo log(回滾日志)，圖中的三個(gè)虛線箭頭，就是undo log。

按照可重復(fù)讀的定義，一個(gè)事務(wù)啟動的時(shí)候，能夠看到所有已經(jīng)提交的事務(wù)結(jié)果。但是之后，這個(gè)事務(wù)執(zhí)行期間，其他事務(wù)的更新對它不可?。

一個(gè)事務(wù)只需要在啟動的時(shí)候聲明說，“以我啟動的時(shí)刻為準(zhǔn)，如果一個(gè)數(shù)據(jù)版本是在我啟動之前生成的，就認(rèn);如果是我啟動以后才生成的，我就不認(rèn)，我必須要找到它的上一個(gè)版本”。

如果“上一個(gè)版本”也不可?，那就得繼續(xù)往前找。如果是這個(gè)事務(wù)自己更新的數(shù)據(jù)，它自己還是要認(rèn)的。

在實(shí)現(xiàn)上， InnoDB為每個(gè)事務(wù)構(gòu)造了一個(gè)數(shù)組，用來保存這個(gè)事務(wù)啟動瞬間，當(dāng)前正在“活躍”的所有事務(wù)ID?！盎钴S”指的就 是，啟動了但還沒提交。數(shù)組里面事務(wù)ID的最小值記為低水位，當(dāng)前系統(tǒng)里面已經(jīng)創(chuàng)建過的事務(wù)ID的最大值加1記為高水位。 這個(gè)視圖數(shù)組和高水位，就組成了當(dāng)前事務(wù)的一致性視圖(read-view)。而數(shù)據(jù)版本的可?性規(guī)則，就是基于數(shù)據(jù)的row trx_id和這個(gè)一致性視圖的對比結(jié)果得到的。

InnoDB利用了“所有數(shù)據(jù)都有多個(gè)版本”的這個(gè)特性，實(shí)現(xiàn)了“秒級創(chuàng)建快照”的能力。

回到我們最開始的表格，看看最后執(zhí)行的結(jié)果是多少。做如下假設(shè):

事務(wù)A的視圖數(shù)組就是[99,100], 事務(wù)B的視圖數(shù)組是[99,100,101], 事務(wù)C的視圖數(shù)組是[99,100,101,102]。為了簡化分析，我先把其他干擾語句去掉，只畫出跟事務(wù)A查詢邏輯有關(guān)的操作:

第一個(gè)有效更新是事務(wù)C，把數(shù)據(jù)從(1,1)改成了(1,2)。這時(shí)候，這個(gè)數(shù)據(jù)的最新版本的row trx_id是102，而90這個(gè)版本已經(jīng)成為了歷史版本。 第二個(gè)有效更新是事務(wù)B，把數(shù)據(jù)從(1,2)改成了(1,3)。這時(shí)候，這個(gè)數(shù)據(jù)的最新版本(即row trx_id)是101，而102又成為了歷史版本。

事務(wù)B的update語句，如果按照一致性讀，好像結(jié)果不對哦?

事務(wù)B的視圖數(shù)組是先生成的，之后事務(wù)C才提交，不是應(yīng)該看不?(1,2)嗎，怎么能算出(1,3)來?

事務(wù)B在更新之前查詢一次數(shù)據(jù)，這個(gè)查詢返回的k的值確實(shí)是1。 但是，當(dāng)它要去更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，就不能再在歷史版本上更新了，否則事務(wù)C的更新就丟失了。因此，事務(wù)B此時(shí)的set k=k+1是在(1,2)的基礎(chǔ)上進(jìn)行的操作。 所以，這里就用到了這樣一條規(guī)則:更新數(shù)據(jù)都是先讀后寫的，而這個(gè)讀，只能讀當(dāng)前的值，稱為 “當(dāng)前讀” ( current read )。

在更新的時(shí)候，當(dāng)前讀拿到的數(shù)據(jù)是(1,2)，更新后生成了新版本的數(shù)據(jù)(1,3)，這個(gè)新版本的row trx_id是101。

所以，在執(zhí)行事務(wù)B查詢語句的時(shí)候，一看自己的版本號是101，最新數(shù)據(jù)的版本號也是101，是自己的更新，可以直接使用， 所以查詢得到的k的值是3。

select語句如果加鎖，也是當(dāng)前讀。

如果把事務(wù)A的查詢語句select * from t where id=1修改一下，加上lock in share mode 或 for update，也都可以讀到版本號是101的數(shù)據(jù)，返回的k的值是3。下面這兩個(gè)select語句，就是分別加了讀鎖(S鎖，共享鎖)和寫鎖(X鎖，排他鎖)。

事務(wù)C’的不同是，更新后并沒有?上提交，在它提交前，事務(wù)B的更新語句先發(fā)起了。前面說過了，雖然事務(wù)C’還沒提交，但是(1,2)這個(gè)版本也已經(jīng)生成了，并且是當(dāng)前的最新版本。那么，事務(wù)B的更新語句會怎么處理呢?

兩階段鎖協(xié)議，事務(wù)C’沒提交，也就是說(1,2)這個(gè)版本上的寫鎖還沒釋放。 而事務(wù)B是當(dāng)前讀，必須要讀最新版本，而且必須加鎖，因此就被鎖住了，必須等到事務(wù)C’釋放這個(gè)鎖，才能繼續(xù)它的當(dāng)前讀。

回到最初的問題，事務(wù)的可重復(fù)讀的能力是怎么實(shí)現(xiàn)的?