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网站广告赚钱,wordpress登陆界面,8080端口wordpress,腾讯朋友圈广告怎么投放事务原理 事务基础 事务是一组操作的集合#xff0c;它是一个不可分割的工作单位#xff0c;事务会把所有的操作作为一个整体一起向系 统提交或撤销操作请求#xff0c;即这些操作要么同时成功#xff0c;要么同时失败。 事务的四大特性#xff1a; 原子性#xff08;A…事务原理 事务基础 事务是一组操作的集合它是一个不可分割的工作单位事务会把所有的操作作为一个整体一起向系 统提交或撤销操作请求即这些操作要么同时成功要么同时失败。 事务的四大特性 原子性Atomicity事务是不可分割的最小操作单元要么全部成功要么全部失败。一致性Consistency事务完成时必须使所有的数据都保持一致状态。隔离性Isolation数据库系统提供的隔离机制保证事务在不受外部并发操作影响的独立环 境下运行。持久性Durability事务一旦提交或回滚它对数据库中的数据的改变就是永久的。 我们研究事务的原理就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。  而对于这四大特性实际上分为两个部分。 其中的原子性、一致性、持久化实际上是由InnoDB中的 两份日志来保证的一份是redo log日志一份是undo log日志。 而隔离性是通过数据库的锁 加上MVCC来保证的。我们研究事务的原理主要就是来研究一下redologundolog以及MVCC。 redo log  重做日志记录的是事务提交时数据页的物理修改是用来实现事务的持久性。 该日志文件由两部分组成重做日志缓冲redo log buffer以及重做日志文件redo log file,前者是在内存中后者在磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志文件中, 用于在刷新脏页到磁盘,发生错误时, 进行数据恢复使用。 如果没有redolog可能会存在什么问题的 我们一起来分析一下 我们知道在InnoDB引擎中的内存结构中主要的内存区域就是缓冲池在缓冲池中缓存了很多的数据页。 当我们在一个事务中执行多个增删改的操作时InnoDB引擎会先操作缓冲池Buffer Pool中的数据如果缓冲区没有对应的数据会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来存放在缓冲区中然后将缓冲池中 的数据修改修改后的数据页我们称为脏页。 而脏页则会在一定的时机通过后台线程刷新到磁盘 中从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。 而缓冲区的脏页数据并不是实时刷新的而是一段时间之后将缓冲区的数据刷新到磁盘中假如刷新到磁盘的过程出错了而提示给用户事务提交成功而数据却没有持久化下来这就出现问题了没有保证事务的持久性。 在InnoDB中提供了一份日志 redo log接下来我们再来分析一 下通过redolog如何解决这个问题。  有了redolog之后当对缓冲区的数据进行增删改之后会首先将操作的数据页的变化记录在redo log buffer中。在事务提交时会将redo log buffer中的数据刷新到redo log磁盘文件中。 过一段时间之后如果刷新缓冲区的脏页到磁盘时发生错误此时就可以借助于redo log进行数据恢复这样就保证了事务的持久性。 而如果脏页成功刷新到磁盘或者涉及到的数据已经落盘此时redolog就没有作用了就可以删除了所以存在的两个redolog文件是循环写的。 undo log 回滚日志用于记录数据被修改前的信息 , 作用包含两个 : 提供回滚(保证事务的原子性) 和 MVCC(多版本并发控制) 。 undo log和redo log记录物理日志不一样它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时undo log中会记录一条对应的insert记录反之亦然当update一条记录时它记录一条对应相反的update记录。即会记录到当前操作的相反操作方便回滚。当执行rollback时就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。 undo log的销毁与存储  undo log销毁undo log在事务执行时产生事务提交时并不会立即删除undo log因为这些 日志可能还用于MVCC。 undo log存储undo log采用段的方式进行管理和记录存放在前面介绍的rollback segment 回滚段中内部包含1024个undo log segment。 MVCC 基本概念 当前读 读取的是记录的最新版本读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录会对读取的记录进行加 锁。对于我们日常的操作如select … lock in share mode(共享锁)select … for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读。 在测试中我们可以看到即使是在默认的RR隔离级别下事务A中依然可以读取到事务B最新提交的内 容因为在查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁此时是当前读操作。当然当我们 加排他锁的时候也是当前读操作。 快照读  简单的select不加锁就是快照读快照读读取的是记录数据的可见版本有可能是历史数据 不加锁是非阻塞读。 Read Committed每次select都生成一个快照读。Repeatable Read开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。Serializable快照读会退化为当前读。 在测试中,我们看到即使事务B提交了数据,事务A中也查询不到。 原因就是因为普通的select是快照 读而在当前默认的RR隔离级别下开启事务后第一个select语句才是快照读的地方后面执行相同的select语句都是从快照中获取数据可能不是当前的最新数据这样也就保证了可重复读。  MVCC  全称 Multi-Version Concurrency Control多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本 使得读写操作没有冲突快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能。MVCC的具体实现还需要依赖于数据库记录中的三个隐式字段、undo log日志、readView。 隐藏字段 当我们创建表时我们在查看表结构的时候就可以显式的看到我们声明的字段。 实际上除了我们声明的字段以外InnoDB还会自动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是 而前两个字段是肯定会添加的 是否添加最后一个字段DB_ROW_ID得看当前表有没有主键 如果有主键则不会添加该隐藏字段。 隐藏字段含义DB_TRX_ID最近修改事务ID记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID。DB_ROLL_PTR回滚指针指向这条记录的上一个版本用于配合undo log指向上一个版 本。DB_ROW_ID隐藏主键如果表结构没有指定主键将会生成该隐藏字段。 undolog  介绍 回滚日志在insert、update、delete的时候产生的便于数据回滚的日志。 当insert的时候产生的undo log日志只在回滚时需要在事务提交后可被立即删除。 而update、delete的时候产生的undo log日志不仅在回滚时需要在快照读时也需要不会立即被删除。 版本链 DB_TRX_ID : 代表最近修改事务ID记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID是自增的。 DB_ROLL_PTR 由于这条数据是才插入的没有被更新过所以该字段值为null。 然后有四个并发事务同时在访问这张表。注undolog日志记录的并不是具体的数据 他是要基于当前记录执行该日志才能得到上一版本的数据这里是为了方便理解将其指向数据 第一步 当事务2执行第一条修改语句时会记录undo log日志记录数据变更之前的样子; 然后更新记录 并且记录本次操作的事务ID回滚指针回滚指针用来指定如果发生回滚回滚到哪一个版本。 第二步 当事务3执行第一条修改语句时也会记录undo log日志记录数据变更之前的样子; 然后更新记 录并且记录本次操作的事务ID回滚指针回滚指针用来指定如果发生回滚回滚到哪一个版本。 第三步 当事务4执行第一条修改语句时也会记录undo log日志记录数据变更之前的样子; 然后更新记 录并且记录本次操作的事务ID回滚指针回滚指针用来指定如果发生回滚回滚到哪一个版本。 最终我们发现不同事务或相同事务对同一条记录进行修改会导致该记录的undolog生成一条 记录版本链表链表的头部是最新的旧记录链表尾部是最早的旧记录。 readview ReadView读视图是快照读 SQL执行时MVCC提取数据的依据记录并维护系统当前活跃的事务 未提交的id。 ReadView中包含了四个核心字段 字段含义m_ids当前活跃的事务ID集合min_trx_id最小活跃事务IDmax_trx_id预分配事务ID当前最大事务ID1因为事务ID是自增的creator_trx_idReadView创建者的事务ID 而在readview中就规定了版本链数据的访问规则trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID 条件是否可以访问说明trx_id creator_trx_id可以访问该版本成立说明数据是当前这个事务更改的。trx_id min_trx_id可以访问该版本成立说明数据已经提交了。trx_id max_trx_id不可以访问该版本成立说明该事务是在 ReadView生成后才开启。min_trx_id trx_id max_trx_id如果trx_id不在m_ids中 是可以访问该版本的成立说明数据已经提交。 不同的隔离级别生成ReadView的时机不同 READ COMMITTED 在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。REPEATABLE READ仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView后续复用该ReadView。 原理分析 RC隔离级别 RC隔离级别下在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。 在事务5中查询了两次id为30的记录由于隔离级别为Read Committed所以每一次进行快照读 都会生成一个ReadView那么两次生成的ReadView如下那么这两次快照读在获取数据时就需要根据所生成的ReadView以及ReadView的版本链访问规则 到undolog版本链中匹配数据最终决定此次快照读返回的数据。 先来看第一次快照读具体的读取过程 也就是说只要按照readview的访问规则只要有一个满足规则即可返回对应的快照根据这一规则mvcc实现读已提交这一事务隔离级别 先匹配这条记录这条记录对应的 trx_id为4也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 都不满足则继续匹配undo log版本链的下一条。再匹配第二条这条记录对应的trx_id为3也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也 不满足 都不满足则继续匹配undo log版本链的下一条。再匹配第三条这条记录对应的trx_id为2也就是将2带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 终止匹配此次快照 读返回的数据就是版本链中记录的这条数据。 RR隔离级别 RR隔离级别下仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView后续复用该ReadView。 而RR 是可重复读在一个事务中执行两次相同的select语句查询到的结果是一样的。 我们看到在RR隔离级别下只是在事务中第一次快照读时生成ReadView后续都是复用该 ReadView那么既然ReadView都一样 ReadView的版本链匹配规则也一样 那么最终快照读返 回的结果也是一样的 总结 MVCC的实现原理就是通过 InnoDB表的隐藏字段、UndoLog 版本链、ReadView来实现的。 而MVCC 锁则实现了事务的隔离性。 而一致性则是由redolog 与 undolog保证。