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InnoDB下关于MVCC的一个问题的分析,MySQL数据库I

发布时间:2019-11-04 03:10编辑:网络数据库浏览(157)

     

    出自:

    导读:  

    MySQL事务原子性保险

    这么些是网上老铁 C 在群里问的多个有关MySQL的难题,本篇作品实验测量检验意况为MySQL 5.6.20,事务隔绝品级为REPEATABLE-READ ,在演示难点前,我们先准备测量检验意况。盘算贰个测量检验表test以至三个囤积进程循环往test表里面插入记录。

    基本知识

    发源新浪切磋院的MySQL内核技艺商讨人何登成,把MySQL数据库InnoDB存款和储蓄引擎的多版本调控(简单称谓:MVCC卡塔尔国完成原理,做了深入的商量与详细的文字图表剖判,方便我们知道InnoDB存储引擎达成的多版本调控手艺(简单称谓:MVCC卡塔 尔(英语:State of Qatar)。

    政工原子性必要专门的学问中的生龙活虎多级操作照旧全体完事,要么不做别的操作,不可能只做二分之一。原子性对于原子操作相当的轻易完毕,就疑似HBase中央银行级事务的原子性完成就比较轻易。但对此多条语句组成的事体来讲,假设职业实行进度中生出特别,必要确认保证原子性就必须要回滚,回滚到专业领头前的情状,就疑似那些业务根本未曾产生过相仿。如何促成啊?

     

    风姿洒脱旦对于多版本(MVCC)的基本功知识,有所驾驭。InnoDB为了得以达成多版本的如出风流浪漫辙读,选用的是基于回滚段的情商。

    基本知识

    假使对于多版本调节(MVCC)的功底知识,有所明白。MySQL数据库InnoDB存款和储蓄引擎为了兑现多版本的大器晚成致性读,采纳的是基于回滚段的交涉。

    MySQL落成回滚操作完全依据于undo log,多说一句,undo log在MySQL除了用于完结原子性保证之外,还用来得以完成MVCC,下文也会涉嫌到。使用undo实现原子性在操作任何数据此前,首先会将改良前的多少记录到undo log中,再开展实际改进。倘诺现身分外要求回滚,系统能够利用undo中的备份将数据复苏到业务初阶此前的情况。下图是MySQL中象征事情的中心数据结构,当中与undo相关的字段为insert_undo和update_undo,分别针对本次事务部发出的undo log。

    CREATE TABLE test
    
    (
    
      `id` int(11) primary key not null,
    
      `name` char(255) 
    
    ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;
    
     
    
     
    
    delimiter &&
    
    drop procedure if exists prc_insert;
    
     
    
    create procedure prc_insert(in  cnt int)
    
    begin
    
    declare i int;
    
    set i=1;
    
    while i < cnt do
    
        insert into test(id, name) select i,  CONCAT('name',i) from dual;
    
        
    
        set i = i 1;
    
     
    
    end while;
    
    end &&
    
     
    
    delimiter ;
    

    行结构

    行结构

    MySQL数据库InnoDB存款和储蓄引擎表数据的团社团办法为主键聚簇索引。由于应用索引组织表结构,记录的ROWID是可变的(索引页分歧的时 候,Structure Modification Operation,SMO),由此二级索引中选拔的是(索引键值, 主键键值)的重新组合来唯生机勃勃鲜明一条记下。

    随意聚簇索引,依然二级索引,其每条记下都包涵了一个DELETED BIT位,用于标志该记录是还是不是是删除记录。除此而外,聚簇索引记录还会有三个种类列:DATA_TRX_ID,DATA_ROLL_PTR。DATA _TRX_ID表示发生日前记录项的作业ID;DATA _ROLL_PTOdyssey指向当前记录项的undo音讯。

    聚簇索引行结构(与多版本相仿读关于的生龙活虎对,DELETED BIT省略):

    图片 1

    二级索引行结构:

    图片 2

    从聚簇索引行结构,与二级索引行结构得以观察,聚簇索引中隐含版本消息(事务号 回滚指针),二级索引不含有版本消息,二级索引项的可以知道性如何剖断?上面将会付给。

     

    图片 3

     

    InnoDB表数据的集体措施为主键聚簇索引。由于选取索引组织表结构,记录的ROWID是可变的(索引页差别的时候,Structure Modification Operation,SMO),因而二级索引中动用的是(索引键值, 主键键值)的咬合来唯黄金时代分明一条记下。

    Read View

    InnoDB存储引擎默许的割裂等第为Repeatable Read (奥迪Q7奥迪Q5),可另行读。InnoDB存款和储蓄引擎在开端三个ENVISION大切诺基读在此之前,会创设三个Read View。Read View用于推断一条记下的可以看到性。Read View定义在read0read.h文件中,此中最要害的与可以看到性相关的品质如下:

    ?

    1
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    21
        dulint    low_limit_id;    /* 事务号 >= low_limit_id的记录,对于当前Read View都是不可见的 */
     
        dulint    up_limit_id;    /* 事务号 < up_limit_id ,对于当前Read View都是可见的 */
     
        ulint    n_trx_ids;    /* Number of cells in the trx_ids array */
     
        dulint*    trx_ids;    /* Additional trx ids which the read should
     
                    not see: typically, these are the active
     
                    transactions at the time when the read is
     
                    serialized, except the reading transaction
     
                    itself; the trx ids in this array are in a
     
                    descending order */
     
    dulint    creator_trx_id;    /* trx id of creating transaction, or
     
                    (0, 0) used in purge */

    大约来说,Read View记录读起来时,全部的运动专业,那么些办事处做的修改对于Read View是不可以预知的。除了这一个之外,全数别的的小于成立Read View的事务号的有所记录均可以知道。可以预知包含两层含义:

    • 笔录可知,且Deleted bit = 0;当前记录是可以预知的管事记录。

    • 记录可知,且Deleted bit = 1;当前记下是可以看到的去除记录。此记录在技术务带头此前,已经去除。

     

    事务回滚依照update_undo(或者insert_undo卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎找到相应的undo log,做逆向操作即可。对于早就标志删除的数目清理删除标识,对于立异数据直接回滚更新;插入操作微微复杂一些,不仅仅要求删除数据,还亟需删除相关的集中索引以致二级索引记录。

    在线程ID为14的对话中,开启事务,然后实践查询test的SQL语句

    无论聚簇索引,依然二级索引,其每条记下都包蕴了二个DELETED BIT位,用于标记该记录是或不是是删除记录。除外,聚簇索引记录还恐怕有三个系统列:DATA_TRX_ID,DATA_ROLL_PTR。DATA _TRX_ID表示发生近些日子记录项的政工ID;DATA _ROLL_PTPRADO指向当前记录项的undo新闻。

    测验方法:

    ?

    1
    2
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    create table and index
    create table test (id int primary key, comment char(50)) engine=InnoDB;
    create index test_idx on test(comment);
     
    Insert
    insert into test values(1, ‘aaa’);
    insert into test values(2, ‘bbb’);
     
    update primary key
    update test set id = 9 where id = 1;
     
    update non-primary key with different value
    update test set comment = ‘ccc’ where id = 9;
     
    update non-primary key with same value
    update test set comment = ‘bbb’ where id = 2 and comment = ‘bbb’;

    –read隔离品级

    repeatable read(RR)

     

    undo log是MySQL内核中国和亚洲常首要的一块内容,涉及文化很多而且复杂,举个例子:

     

    聚簇索引行结构(与多版本相通读关于的风姿浪漫对,DELETED BIT省略):

    测验结果

     

    1. undo log必需在数额修正早前长久化,undo log长久化需无需记录redo防止止宕机十分?倘若急需就又关联宕机恢复生机…

    2. 通过undo log如何兑现MVCC?

    3. 那二个undo log能够在哪些情况下回笼清理?怎么样清理?

    mysql> select connection_id() from dual;
    
     ----------------- 
    
    | connection_id() |
    
     ----------------- 
    
    |              14 |
    
     ----------------- 
    
    1 row in set (0.00 sec)
    
     
    
    mysql> start transaction;
    
    Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
    
     
    
    mysql> select * from test;
    

    图片 4

    update primary key

    代码调用流程:

    ?

    1
    ha_innobase::update_row -> row_update_for_mysql -> row_upd_step -> row_upd -> row_upd_clust_step -> row_upd_clust_rec_by_insert -> btr_cur_del_mark_set_clust_rec -> row_ins_index_entry

    大约来说,正是将cluster index的旧记录标识位删除;插入一条新记录。该语句奉行完现在,数据结构如下:

    图片 5

    老版本依然存款和储蓄在聚簇索引之中,其DATA_TRX_ID棉被服装置为1811,Deleted bit设置为1,undo中记录了前镜像的专门的学问id = 1809。新版本DATA_TRX_ID也为1811。通过此图,还足以窥见,即使新老版本是一条记下,不过在聚簇索引中是透过两条记下来标记的。同一时候, 由于更新了主键,二级索引也急需做相应的更新(二级索引中隐含主键项)。

     

    MySQL事务黄金年代致性保险:大风度翩翩致性事务保证

     

        二级索引行结构:

    update non-primary key(diff value)

    更新comment字段,代码调用流程与地点有部分差异,能够自行追踪,此处省略。更新操作实践完以往,索引结构纠正如下:

    图片 6

    从上图可以见到,更新二级索引的键值时,聚簇索引自己并不会时有产生新的记录项,而是将旧版本音讯记录在undo之中。与此同不经常候,二级索引将会产生新的索引项,其PK值保持不改变,指向聚簇索引的同等条记下。细心的读者大概会意识,二级索引页面中有三个MAX_TRX_ID,此值记录的是翻新二级索引 页面包车型客车最大事情ID。通过MAX_TRX_ID的过滤,INNODB能够贯彻许多的帮带索引覆盖性扫描(仅仅扫描扶助索引,无需回聚簇索引)。具体过 滤方法,将要前面包车型大巴剧情中提交。

     

    MySQL事务隔绝等第

     

    图片 7

    update non-primary key(same value)

    终极三个测量试验用例,是改善comment项为同风度翩翩的值。在作者的测量检验中,更新之后的目录结构如下:

    图片 8

    聚簇索引依然会更新,不过二级索引保持不改变。

     

    Read Uncommitted(RU本领解读:使用X锁完成写写并发卡塔尔

    接下来在线程ID为12的对话中,循环往表test里面插入1000000记下

        从聚簇索引行结构,与二级索引行结构得以观察,聚簇索引中含有版本音讯(事务号 回滚指针),二级索引不分包版本新闻,二级索引项的可以知道性如何剖断?上面将会提交。

    总结

    1. 无论聚簇索引,还是二级索引,只要其键值更新,就能生出新本子。将老版本数据deleted bti设置为1;同时插入新本子。

    2. 对于聚簇索引,假诺更新操作未有校勘primary key,那么更新不会爆发新本子,而是在本来版本上进展翻新,老版本走入undo表空间,通过记录上的undo指针实行回滚。

    3. 对此二级索引,纵然更新操作未有更新其键值,那么二级索引记录保持不改变。

    4. 对于二级索引,更新操作无论更新primary key,或然是二级索引键值,都会导致二级索引发生新本子数据。

    5. 聚簇索引设置记录deleted bit时,会同期更新DATA_TRX_ID列。老版本DATA_TRX_ID步入undo表空间;二级索引设置deleted bit时,不写入undo。

     

    Read Uncommitted只兑现了写写并发调控,并从未有效的读写并发调控,诱致当前事务恐怕读到别的事情中还没提交的修正数据,那些多少准确性并不可信(有十分的大只怕被回滚掉卡塔尔,由此在那底蕴上作出的百分百只要就都不可信赖的。在实际情状中很罕有事情会选用该隔断级别。

     

    Read View

    可以预知性推断

     

    写写并发达成机制和HBase并无两样,都以应用两等第锁公约对相应记录加行锁完结。可是MySQL中央银行锁机制比较复杂,依照行记录是还是不是是主键索引、独一索引、非独一索引或许无索引等分为四种加锁情状。这里举个简易例子做下表明:update user set userName = “libis” where id = 15。(固然大家有意思味,能够参见登博的那篇作品:《MySQL加乌鳢理解析》)

    mysql> select connection_id() from dual;
    
     ----------------- 
    
    | connection_id() |
    
     ----------------- 
    
    |              12 |
    
     ----------------- 
    
    1 row in set (0.00 sec)
    
     
    
    mysql> call prc_insert(1000000);
    
    Query OK, 1 row affected (8 min 32.11 sec)
    

    InnoDB暗中同意的隔开分离等级为Repeatable Read (翼虎冠道),可另行读。InnoDB在开始一个Escort汉兰达读早前,会创建一个Read View。Read View用于判定一条记下的可以预知性。Read View定义在read0read.h文件中,个中最关键的与可以知道性相关的天性如下:

    主键查找

    select * from test where id = 1;

    • 针对测量检验1,要是1811(DATA_TRX_ID) < read_view.up_limit_id,表明被标志为除去的笔录1可以预知。删除可见-> 无记录重临。

    • 本着测验1,若是 1811(DATA_TRX_ID) >= read_view.low_limit_id,申明被标志为除去的记录1不可以预知,通过DATA_ROLL_PTLacrosse回滚记录,获得DATA_TRX_ID = 1809。就算1809可知,则赶回记录(1,aaa);不然无记录重临。

    • 本着测量检验1,要是up_limit_id,low_limit_id都无助推断可以看到性,那么遍历read_view中的trx_ids,依次相比较事务id,要是在DATA_TRX_ID在trx_ids数组中,则不可以预知(更新未提交)。

       

    select * from test where id = 9;

    • 针对测量试验2,假诺1816可以知道,重回(9,ccc)。

    • 本着测量试验2,借使1816不可以知道,通过DATA_ROLL_PTR回滚到1811,如果1811可见,返回(9, aaa)。

    • 针对测量试验2,若是1811不可以知道,无结果回到。

       

    select * from test where id > 0;

    • 本着测量检验1,索引中, 满意条件的大器晚成律记录,有四个本子(版本1,delete bit =1)。那么是不是会一条记下重返三次啊?必定不会,这是因为pk = 1的可以知道性与pk = 9的可知性是一模二样的,同时pk = 1是符号了deleted bit的本子。假如事情ID = 1811凸现。那么pk = 1 delete可知,无记录重返,pk = 9再次回到记录;假设1811不可以见到,回滚到1809可以看到,那么pk = 1再次回到记录,pk = 9回滚后无记录。

     

    总结

    1. 透过主键查找记录,须求相配read_view,记录DATA_TRX_ID,记录DATA_ROLL_PT翼虎指针协同推断。

    2. read_view用于决断当前记录是不是可以看到(推断DATA_TRX_ID)。DATA_ROLL_PT卡宴用于将眼下记下回滚到前意气风发版本。

     

    1. 假若id列是主键索引,MySQL只会为聚簇索引记录加锁。

     

        dulint    low_limit_id;    /* 事务号 >= low_limit_id的记录,对于当前Read View都是不可以知道的 */

    非主键查找

    select comment from test where comment > ‘ ‘;

    • 针对测验2,二级索 引,当前页面包车型客车最大立异事务MAX_TRX_ID = 1816。如果MAX_TRX_ID < read_view.up_limit_id,当前页面全数数据均可以预知,本页面能够进行索引覆盖性扫描。放弃全体deleted bit = 1的笔录,再次回到deleted bit = 0 的记录;那时赶回 (ccc)。(row_select_for_mysql -> lock_sec_rec_cons_read_sees)

    • 本着测验2,二级索 引,若是当前页面不能够满足MAX_TRX_ID < read_view.up_limit_id,表明当前页面无法举行索引覆盖性扫描,那个时候亟待针对每风姿浪漫项,到聚簇索引中判别可知性。回到测量试验2,二级索引 中有两项pk = 9 (风度翩翩项deleted bit = 1,另二个为0),对应的聚簇索引中唯有后生可畏项pk= 9。怎么着保证通过二级索引过来的意气风发律记录的多个本子,在聚簇索引中最七只好被重返二次?要是当前专门的学问id 1811凸现。二级索引pk = 9的笔录(两项),通过聚簇索引的undo,都固定到了平等记录项。这个时候,InnoDB通过以下的一个表明式,来确认保障来自二级索引,指向同风流倜傥聚簇索引记录 的多少个本子项,有且最多唯有五个本子将会重回数据:

      ?

      1
      2
      3
      4
      5
      6
      7
          if (clust_rec
       
          && (old_vers || rec_get_deleted_flag(
       
      rec,dict_table_is_comp(sec_index->table)))
       
      && !row_sel_sec_rec_is_for_clust_rec(rec, sec_index, clust_rec, clust_index))

    满足if推断的有所聚簇索引记录,都直接扬弃,以上判别的逻辑如下:

    1. 急需回聚簇索引围观,并且得到记录

    2. 聚簇索引记录为回滚版本,可能二级索引中的记录为除去版本

    3. 聚簇索引项,与二级索引项,其键值并不等于

    为何满足if决断,就能够一直扬弃数据?用白话来讲,就是大家透过二级索引记录,定位聚簇索引记录,定位之后,还供给再一次检查聚簇索引记录是或不是仍是本身在二级索引中看看的笔录。假如不是,则从来遗弃;固然是,则赶回。

    2. 只要id列是举世无双二级索引,MySQL会为二级索引叶子节点以致聚簇索引记录加锁。

     

        dulint    up_limit_id;    /* 事务号 < up_limit_id ,对于最近Read View都以可以见到的 */

    听闻此标准,结合查询与测验第22中学的索引结构。可以看到版本为业务1811.二级索引中的两项pk

    9都能透过聚簇索引回滚到1811版本。不过,二级索引记录(ccc,9)与聚簇索引回滚后的本子(aaa,9)不近似,直接吐弃。独有二级索引记录 (aaa,9)保持后生可畏致,直接回到。

     

    总结

    1. 二级索引的多版本可以知道性决断,必要通过聚簇索引完结。

    2. 二级索引页面中保存了MAX_TRX_ID,能够快速推断当前页面中,是不是具备项均可知,能够兑现二级索引页面等第的目录覆盖扫描。平时来说,此剖断是满意条件的,保障了目录覆盖扫描 (index only scan)的高效性。

    3. 二级索引中的项,必要与聚簇索引中的可以知道性进行比较,保证聚簇索引中的可以见到项,与二级索引中的项数据后生可畏致。

     

    1. 假定id列是非独一索引,MySQL会为具有满意条件(id = 15)的二级索引叶子节点以至相应的聚簇索引记录加锁。

    2. 生龙活虎经id列是无索引的,SQL会走聚簇索引全表扫描,并将围观结果加载到SQL Server层进行过滤,由此InnoDB会为扫描过的享有记录先加上锁,假使SQL Server层过滤不相符条件,InnoDB会释放该锁。因此InnoDB会为扫描到的具有记录都加锁,很惊惧啊!

    在实践循环插入的近些日子里(SQL试行须要几分钟时间卡塔尔国,我们在线程ID 为14的对话中往往实践select * from test那个SQL语句,你会发觉该SQL的施行时间变长。那么引起SQL语句执行时间变长的由来是什么吗? 如何解释得通吗?

        ulint    n_trx_ids;    /* Number of cells in the trx_ids array */

    疑问

    1. 在http://blogs.InnoDB.com/wp/2011/04/mysql-5-6-multi-threaded-purge/中, 作者提到,InnoDB存款和储蓄引擎的purge操作,是因而遍历undo来达成对于标识位deleted项的回笼的。假设二级索引本人标志deleted位 不记录 undo,那么这些回收操作怎么样形成?依旧说purge是透过深入分析redo来完结回笼的?(依据上边临于purge的流程剖判,此主题材料已解决卡塔 尔(英语:State of Qatar)

     

    接下去无论是RC、宝马X3RAV4,抑或是塞里alization,写写并发调整都接收上述机制,所以不再赘述。接下来会首要剖判RC和猎豹CS6本田UR-V隔开等第中的读写并发控制机制。

     

        dulint*    trx_ids;    /* Additional trx ids which the read should

    Purge流程

    Purge功能:

    InnoDB由于要扶持多版本公约,因而无论更新,删除,都只是设置记录上的deleted bit标记位,而不是真正的去除记录。后续那个记录的真的删除,是经过Purge后台进程完毕的。Purge进度定期扫描InnoDB的undo,按照先 读老undo,再读新undo的逐一,读取每条undo record。对于每一条undo record,判别其相应的笔录是不是足以被purge(purge进度有和谐的read view,等同于进度起头时最老的活动专门的职业早前的view,保险purge的数码,一定是不可以见到数据,对任何人来讲),如若能够purge,则构造完整记 录(row_purge_parse_undo_rec)。然后依据先purge二级索引,最后purge聚簇索引的风流倜傥风度翩翩,purge四个操作生成的旧版 本完整记录。

    四个总体的purge函数调用流程如下:

    ?

    1
    2
    3
    row_purge_step->row_purge->trx_purge_fetch_next_rec->row_purge_parse_undo_rec
    ->row_purge_del_mark->row_purge_remove_sec_if_poss
    ->row_purge_remove_clust_if_poss

    总结:

    1. purge是通过遍历undo完毕的。

    2. purge的粒度是一条记下上的三个操作。假诺一条记下被update了3次,产生3个old版本,均可purge。那么purge读取undo,对于每多少个操作,都会调用三遍purge。二个purge删除一个操作产生的old版本(根据操作从老到新的大器晚成大器晚成)。

    3. purge依据先二级索引,最后聚簇索引的顺序进行。

    4. purge二级索引,通过结构出的目录项实行检索定位。不能够一向指向有些二级页面举行,因为不清楚记录的寄放page。

    5. 对此二级索引设置deleted bit为不需求记录undo,因为purge是依据聚簇索引undo完结。由此二级索引deleted bit被安装为1的项,未有记录undo,还是能够被purge。

    6. purge是三个耗费时间的操作。二级索引的purge,要求search_path定位数据,相当于种种二级索引,都做了贰回index unique scan。

    7. 一遍delete操作,IO翻番。第二回IO是将记录的deleted bit设置为1;第二遍的IO是将记录删除。

    在详细介绍RC和Tucson奥迪Q7在此以前,有不可紧缺在这里先行介绍MySQL中MVCC机制,因为RC和中华VLX570都施用MVCC机制完毕职业之间的读写并发。只然而两个在得以完毕细节上有一点点区分,具体差距接下去再聊。

     

                    not see: typically, these are the active

    MVCC in MySQL

    图片 9

                    transactions at the time when the read is

    MySQL中MVCC机制比较HBase来讲要复杂的多,涉及的数据结构也比较复杂。为了说明的可比明晰,以叁个板栗为模板举行表达。例如当前有风流倜傥行记录如下图所示:

     

                    serialized, except the reading transaction

    图片 10

    刚开端斟酌的时候,认为MySQL会像ORACLE那样会在UNDO的回滚段中生出大量UNDO记录,最终引致SQL语句会像ORACLE那样产生额外的风流浪漫致性读,产生额外的IO,进而以致施行时间变长。 前边测量试验开掘,其实对于MySQL来说,INSERT操作在事情提交前只对脚下事情可知,由此发生的Undo日志能够在作业提交后一贯删除,而那边使用是自行提交模式。用“MySQL技能内部原因:InnoDB存款和储蓄引擎”里面提供的本子py_innodb_page_info.py测量试验注明。也是当真如此(UNDO日志的分寸变化超小,时而增加,时而变小卡塔尔国。其实MySQL里面多版本现身调节(MVCC卡塔 尔(英语:State of Qatar)的落实机制跟Oracle依旧差异的。不可能生搬硬套Oracle下的那套理论。

                    itself; the trx ids in this array are in a

    前边四列是该行记录的其实列值,需求器重关切的是DB_TRX_ID和DB_ROLL_PT逍客三个掩瞒列(对客户不可以看到卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。在那之中DB_TRX_ID表示改良该行当务的政工ID,而DB_ROLL_PT冠道代表针对该行回滚段的指针,该行记录上具备版本数据,在undo中都通过链表格局组织,该值实际指向undo中该行的历史记录链表。

     

                    descending order */

    今昔只要有多少个政工trx2修改了该行数据,该行记录就能够成为下图方式,DB_TRX_ID为日前涂改该行业务的工作ID(trx2),DB_ROLL_PT翼虎指向undo历史纪录链表:

     

    dulint    creator_trx_id;    /* trx id of creating transaction, or

    图片 11

    [root@DB-Server kerry]# python py_innodb_page_info.py /data/mysql/ibdata1
    
    Total number of page: 4864:
    
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    Transaction system Page: 1
    
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    File Space Header: 1
    

                    (0, 0) used in purge */

    刺探了MySQL行记录之后,再来看看事务的主干组织,下图是MySQL的专门的职业数据结构,上文大家关系过。事务在展开之后会创立一个数据结构存款和储蓄业务相关新闻、锁音信、undo log以至这个重要的read_view信息。

     

    简言之来讲,Read View记录读起来时,全部的移动专门的学业,那一个事务厅做的改造对于Read View是不可以知道的。除此而外,全体其余的小于成立Read View的事务号的享有记录均可以见到。可以预知包涵两层意思:

    read_view保存了脚下事情开启时整个MySQL中颇有活跃事务列表,如下图所示,在近年来职业开启的时候,系统中活跃的政工有trx4、trx6、trx7以致trx10。别的,up_trx_id表示近日政工运转时,当前工作链表中眇小的事情ID;low_trx_id表示最近事务运维时,当前事情链表中最大的作业ID。

    骨子里InnoDB的多版本现身控制(MVCC卡塔尔国,“高质量MySQL”那本书中有那样生龙活虎段描述:

    • 笔录可以知道,且Deleted bit = 0;当前记下是可以看到的立见成效记录。

    • 笔录可知,且Deleted bit = 1;当前记下是可知的删除记录。此记录在本事务开始此前,已经去除。

    图片 12

     

    测验方法:

    read_view是完毕MVCC的贰个关键点,它用来判断记录的哪位版本对当前业务可以知道。假若当前业务要读取某行记录,该行记录的版本号(事务ID卡塔 尔(英语:State of Qatar)为trxid,那么:

     

    –create table and index

    1. 如果trxid < up_trx_id,表达该行记录所在的作业已经在这里时此刻事务创设此前就付出了,所以该行记录对脚下事情可以预知。

    2. 如果trxid > low_trx_id,表明该行事务厅在的工作是在脚下业务创立之后才张开,所以该行记录对当下事务不可知。

    3. 如果up_trx_id < trxid < low_trx_id,那么注脚该行记录外省事务在这里次新专门的工作成立的时候处于活动状态。从up_trx_id到low_trx_id进行遍历,借使trxid等于他们内部的某些事务id的话,那么不可以看到,不然可以预知。

    InnoDB的MVCC,是透过每行记录前边保存的多个藏匿的列来完毕的。 那七个列一个封存了行的创办时间,五个保存行的逾期时间(或删除时间卡塔尔国,当然存款和储蓄的并非实际上的年华值,而是系统版本号(System version number卡塔尔国,每开首一个新的业务,系统版本号都会自行依次增加,事务初叶每一天的体系版本号会作为职业的本子号,用来和查询到的每行记录的版本号举办比较。上边看一下在REPEATABLE READ隔断品级下, MVCC是何等具体操作的。

    create table test (id int primary key, comment char(50)) engine=InnoDB;

    以上面行记录为例,该行记录存在三个本子(trx2、trx5、trx7以致trx12卡塔尔,此中trx12是新型版本。看看该行记录中哪些版本对当下事务可以预知。

     

    create index test_idx on test(comment);

    1. 该行记录的流行版本为trx12,与当前事务read_view举行自己检查自纠开掘,trx12超越当前活跃事务列表中的最大专门的学业trx10,表示trx12是在当下作业创立之后才打开的,由此不可以见到。

    SELECT

    –Insert

    2. 再查看该行记录的第二个新型版本为trx7,与方今事务read_view比较开掘,trx7介于当前活跃事务列表最小事务ID和最大职业ID之间,注解该行记录各市事务在现阶段业务成立的时候处于活动状态,在外向列表中遍历发掘trx7确实存在,表明该业务尚未曾付诸,所以对脚下事情不可以看到。

     

    insert into test values(1, ‘aaa’);

    3. 三番五次查看该记录的第几个新型版本trx5,也在于当前活蹦乱跳事务列表最小事务ID和最大事情ID之间,注明该行记录内地事务在时下事务创设的时候处于活动状态,但遍历开掘该版本并不在活跃事务列表中,表达trx5对应事务已经交由(注:事务提交时间与工作编号未有别的涉及,有十分的大希望业务编号大的工作先交付,事务编号小的作业后交给卡塔尔国,因而trx5版本行记录对当下事务可以见到,直接回到。

    InnoDB会依照以下四个标准检查每行的笔录:

    insert into test values(2, ‘bbb’);

    图片 13

     

    –update primary key

    Read Committed(本领解读:写写并发使用X锁,读写并发使用MVCC制止脏读卡塔尔国

        a.  InnoDB只查找版本早于当前职业版本的数额行(也正是,行的种类版本号小于或等于事业的系统版本号卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,那样能够保障业务读取的行,要么是在作业开首前早就存在的,要么是业务本人插入或涂改进的。

    update test set id = 9 where id = 1;

    上文介绍了MySQL中MVCC技能完毕机制,但要明白RC隔开分离等级下作业可以见到性,还亟需get贰个宗旨点:RC隔开分离等第下的作业在每一遍实践select时都会调换三个新颖的read_view取代原有的read_view。

        b.  行的去除要么未定义,要么大于当前事务版本号。那可以保障职业读取到的行,在事情开头此前未被删去。

    –update non-primary key with different value

    图片 14

     

    update test set comment = ‘ccc’ where id = 9;

    如上海体育场面所示,左边为1号工作,在分化一时间间点对id=1的笔录分别查询了叁次。右边为2号工作,对id=1的笔录实行了履新。更新前该记录唯有一个版本,更新好成为了多少个本子。

    只有相符上述八个原则的笔录,技术回来作为查询结果。

    –update non-primary key with same value

    1号工作在RC隔绝品级下每一次履行select央浼都会转移叁个新颖的read_view,前四回询问生成的大局职业活跃列表中满含trx2,因而依据MVCC规定查到的笔录为老版本;最终贰回查询的时光点位于2号专门的职业提交今后,由此生成的大局活跃事务列表中不分包trx2,那个时候在依照MVCC规定查到的记录就是最新版本记录。

    ..............................................

    update test set comment = ‘bbb’ where id = 2 and comment = ‘bbb’;

    Repeatable Read(

     

    –read隔绝品级

    能力解读:写写并发使用X锁,读写并发使用MVCC防止不可重复读;当前读应用Gap锁制止幻读卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎

    实在最少从MySQL 5.5过后, 每生机勃勃行开端额外包罗三个隐藏字段,实际不是三个字段(未有考察高质量MySQL首要描述哪个MySQL版本)。

    repeatable read(RR)

    和RC格局差异,GL450ENVISION形式下业务不会再每便试行select的时候生成最新的read_view,而是在作业第叁遍select时就生成read_view,后续不会再变动,直至当前业务甘休。那样能够使得防止不可重复读,使伏贴前事务在整个业务进度中读到的数目都保持少年老成致。暗指图如下所示:

     

    测量检验结果

    图片 15

     

    update primary key

    以此就非常轻松精通,一回询问所采取的大局活跃事务列表都如出生机勃勃辙,且都以首先次生成的read_view,那今后查到的记录必然和率先次查到的笔录后生可畏致。

    ·         6字节的事务ID(DB_TRX_ID)字段: 用来标志近些日子一次对行当记录做改革(insert|update)的作业的标记符, 即最后三次改进(insert|update)本行记录的业务ID。

    代码调用流程:

    LANDR隔开等级能够制止幻读吗?

        至于delete操作,在InnoDB看来也但是是叁回update操作,更新行中的三个格外位将行表示为deleted, 实际不是真正删除。

    ha_innobase::update_row -> row_update_for_mysql -> row_upd_step -> row_upd -> row_upd_clust_step -> row_upd_clust_rec_by_insert -> btr_cur_del_mark_set_clust_rec -> row_ins_index_entry

    后生可畏旦对幻读还不打听的话,能够参谋该连串的首先篇随笔。如下图所示,1号专业对针对id>1的过滤条件施行了三回询问,2号工作施行了壹回插入,插入的记录正巧切合id>1以此标准。能够看出来,一次询问获得的多寡是同大器晚成的,那几个是由OdysseyTiggo隔开级其余MVCC机制保险的。这么看来,是制止了幻读,不过在结尾1号工作在id=2处插入一条记下,MySQL会回来Duplicate entry的不当,可知防止了幻读是生机勃勃种假象。

     

    简轻巧单的话,便是将cluster index的旧记录标识位删除;插入一条新记录。该语句推行完以往,数据结构如下:

    图片 16

    ·         7字节的回滚指针(DB_ROLL_PTLacrosse)字段: 指写入回滚段(rollback segment)的 undo log record (撤除日志记录记录)。

    图片 17

    严苛意义制止幻读(本领解读:当前读应用Gap锁幸免幻读卡塔 尔(英语:State of Qatar)

        假诺豆蔻梢头行记录被更新, 则 undo log record 包涵 '重新建构该行记录被更新早前内容' 所不可不的音信。

     老版本依旧存款和储蓄在聚簇索引之中,其DATA_TRX_ID被安装为1811,Deleted bit设置为1,undo中记录了前镜像的作业id = 1809。新版本DATA_TRX_ID也为1811。通过此图,还是能开采,纵然新老版本是一条记下,不过在聚簇索引中是通过两条记下来标志的。同一时间,由于更新了主键,二级索引也亟需做相应的立异(二级索引中蕴藏主键项)。

    事先涉嫌的有着Sportage奥迪Q3级其余select语句我们誉为快速照相读,快速照相读能够保障不可重复读,但并不能够幸免幻读。于是MySQL又提议”当前读”的定义,家常便饭的近日读语句有:

     

    update non-primary key(diff value)

    1.  select for update

    2.  select lock in share mode

    3.  update / delete

    ·         6字节的DB_ROW_ID字段: 满含一个随着新行插入而平淡依次增加的行ID, 当由innodb自动产生聚集索引时,聚焦索引会富含那个行ID的值,不然那么些行ID不会出现在其他索引中。

    更新comment字段,代码调用流程与地方有豆蔻梢头部分差别,能够自行追踪,此处省略。更新操作推行完将来,索引结构改动如下:

    何况鲜明,GL450Lacrosse等第下当前读语句会给记录加上后生可畏种非常的锁-Gap锁,Gap锁并不锁定有些具体的笔录,而是锁定记录与记录之间的间隔,有限扶助这一个间隔中不会插入新的别的记录。下图是三个暗暗提示图:

     

    图片 18

    图片 19

     

     从上海体育场地可以预知,更新二级索引的键值时,聚簇索引自己并不会时有发生新的记录项,而是将旧版本新闻记录在undo之中。与此同期,二级索引将会产生新的索引项,其PK值保持不改变,指向聚簇索引的同一条记下。留神的读者只怕会意识,二级索引页面中有八个MAX_TRX_ID,此值记录的是翻新二级索引页面的最大工作ID。通过MAX_TRX_ID的过滤,INNODB能够落到实处许多的支援索引覆盖性扫描(仅仅扫描帮衬索引,没有必要回聚簇索引)。具体过滤方法,将要前边的故事情节中提交。

    上海教室中1号工作首西施行了三个脚下读的select语句,那几个语句会在 id > 0的具备间距加上Gap锁,接下去2号专业在id = 3处执行插入时系统就可以回去Lock wait timeout execcded的百般。当然,别的事情能够在id <= 0的原则下插入成功,那没难题。

    InnoDB表数据的团体措施为主键聚簇索引。由于选拔索引组织表结构,记录的ROWID是可变的(索引页分裂的时候,Structure Modification Operation,SMO),由此二级索引中央银行使的是(索引键值, 主键键值)的咬合来唯风流倜傥分明一条记下。

    update non-primary key(same value)

    无论聚簇索引,依旧二级索引,其每条记下都满含了三个DELETED BIT位,用于标记该记录是或不是是删除记录。除了那几个之外,聚簇索引记录还应该有七个系统列:DATA_TRX_ID,DATA_ROLL_PTR。DATA _TRX_ID表示爆发日前记录项的业务ID;DATA _ROLL_PTEvoque指向当前记录项的undo新闻

    末尾五个测量检验用例,是创新comment项为相符的值。在自己的测量检验中,更新之后的目录结构如下:

     

    图片 20

     

        聚簇索引依旧会更新,不过二级索引保持不改变。

    在InnoDB中(暗许Repeatable Read等级), 事务在begin/start transaction之后的首先条select读操作后, 会创制一个Read View, 将近期系统中活跃的此外事情记录记录起来; 关于Read View那几个定义,参照他事他说加以考查何登成的博客“InnoDB多版本(MVCC)落成简要解析”,上面摘抄部分剧情如下:

    总结

     

    1. 无论聚簇索引,如故二级索引,只要其键值更新,就能够发生新本子。将老版本数据deleted bti设置为1;同一时候插入新本子。

    2. 对于聚簇索引,假使更新操作未有纠正primary key,那么更新不会发出新本子,而是在原有版本上海展览中心开翻新,老版本步入undo表空间,通过记录上的undo指针进行回滚。

    3. 对此二级索引,假诺更新操作没有更新其键值,那么二级索引记录保持不改变。

    4. 对于二级索引,更新操作无论更新primary key,也许是二级索引键值,都会招致二级索引产生新本子数据。

    5. 聚簇索引设置记录deleted bit时,会同一时间更新DATA_TRX_ID列。老版本DATA_TRX_ID踏入undo表空间;二级索引设置deleted bit时,不写入undo。

    InnoDB暗中同意的隔离品级为Repeatable Read (途胜奥迪Q7),可再一次读。InnoDB在开始多个ENVISION本田CR-V读在此以前,会成立多少个Read View。Read View用于决断一条记下的可以知道性。Read View定义在read0read.h文件中,在那之中最重大的与可以预知性相关的习性如下:

    可知性剖断

     

    主键查找

    dulint    low_limit_id;    /* 事务号 >= low_limit_id的记录,对于当前Read View都是不可见的 */
    
    dulint    up_limit_id;     /* 事务号 < up_limit_id ,对于当前Read View都是可见的 */
    
    ulint     n_trx_ids;       /* Number of cells in the trx_ids array */
    
    dulint*    trx_ids;        /* Additional trx ids which the read should
    
                        not see: typically, these are the active
    
                        transactions at the time when the read is
    
                        serialized, except the reading transaction
    
                        itself; the trx ids in this array are in a
    
                        descending order */
    
    dulint    creator_trx_id;    /* trx id of creating transaction, or
    
                        (0, 0) used in purge */
    

    select * from test where id = 1;

     

    • 本着测量试验1,借使1811(DATA_TRX_ID) < read_view.up_limit_id,声明被标志为除去的记录1可以见到。删除可以预知-> 无记录重回。

    • 本着测量试验1,假若1811(DATA_TRX_ID) >= read_view.low_limit_id,评释被标志为除去的笔录1不可以见到,通过DATA_ROLL_PTENVISION回滚记录,得到DATA_TRX_ID = 1809。假设1809可以预知,则赶回记录(1,aaa);不然无记录再次回到。

    • 本着测量检验1,假诺up_limit_id,low_limit_id都不可能推断可以预知性,那么遍历read_view中的trx_ids,依次相比事务id,借使在DATA_TRX_ID在trx_ids数组中,则不可知(更新未提交)。

    归纳的话,Read View记录读起来时,全部的移动职业,那几个办事处做的退换对于Read View是不可以预知的。除了那么些之外,全数其余的小于成立Read View的事务号的保有记录均可以预知。可以预知满含两层意思:

    select * from test where id = 9;

     

    • 本着测量检验2,假设1816凸现,重临(9,ccc)。

    • 针对测量检验2,如若1816不可以知道,通过DATA_ROLL_PTR回滚到1811,如果1811可见,返回(9, aaa)。

    • 本着测量检验2,假诺1811不可知,无结果重回。

        记录可知,且Deleted bit = 0;当前记下是可知的管事记录。

    select * from test where id > 0;

     

    • 针对测验1,索引中,满意条件的均等记录,有三个本子(版本1,delete bit =1)。那么是还是不是会一条记下重临一遍啊?必定不会,那是因为pk = 1的可以知道性与pk = 9的可以预知性是同朝气蓬勃的,相同的时间pk = 1是标识了deleted bit的本子。借使专门的学问ID = 1811可以知道。那么pk = 1 delete可以预知,无记录再次回到,pk = 9重临记录;若是1811不可以知道,回滚到1809可以预知,那么pk = 1再次回到记录,pk = 9回滚后无记录。

        记录可以预知,且Deleted bit = 1;当前记录是可以知道的删减记录。此记录在技艺务开端以前,已经去除

    总结

     

    1. 透过主键查找记录,须要合作read_view,记录DATA_TRX_ID,记录DATA_ROLL_PTWrangler指针协同推断。

    2. read_view用于判别当前记录是或不是可以预知(剖断DATA_TRX_ID)。DATA_ROLL_PTLX570用于将眼前记下回滚到前后生可畏版本。

     

    非主键查找

    于是,个人预计当循环插入的记录更多时,故SELECT查询时,由于InnoDB引擎会由于Read View的可知性相比,进而扫描聚簇索引,然后比较聚簇索引中DATA_TRX_ID与当下作业ID,当记录更多时,这几个相比较算法的付出也会越来越大,进而招致SELECT查询时间变长。以上部分是私有组成相关仿效资料而作的二个测算和分解,如有错误或不许绳之处,敬请指正。关于Read View的可以预知性相比算法,参谋MySQL-InnoDB-MVCC多版本并发调控那篇博文,摘抄如下:

    select comment from test where comment > ‘ ‘;

     

    • 本着测量试验2,二级索引,当前页面包车型地铁最大立异事务MAX_TRX_ID = 1816。如果MAX_TRX_ID < read_view.up_limit_id,当前页面全体数据均可以预知,本页面能够展开索引覆盖性扫描。扬弃全数deleted bit = 1的笔录,重返deleted bit = 0 的笔录;那时候赶回 (ccc)。(row_select_for_mysql ->lock_sec_rec_cons_read_sees)

    • 本着测验2,二级索引,假设当前页面不能够满足MAX_TRX_ID < read_view.up_limit_id,表达当前页面超小概开展索引覆盖性扫描,这时候亟待针对每黄金年代项,到聚簇索引中判别可以预知性。回到测量试验2,二级索引中有两项pk = 9 (生龙活虎项deleted bit = 1,另二个为0),对应的聚簇索引中独有意气风发项pk= 9。怎么样有限支撑通过二级索引过来的均等记录的八个本子,在聚簇索引中最四只可以被重回二次?若是当前作业id 1811凸现。二级索引pk = 9的笔录(两项),通过聚簇索引的undo,都牢固到了长期以来记录项。那时,InnoDB通过以下的一个表明式,来保管来自二级索引,指向同大器晚成聚簇索引记录的五个本子项,有且最多只有贰个版本将会回去数据:

      if (clust_rec

      && (old_vers || rec_get_deleted_flag(

     

                         rec,dict_table_is_comp(sec_index->table)))

    可以见到性比较算法(这里每种比较算法前边的陈说是起家在rr品级下,rc等级也是利用该相比较算法,此处未做描述卡塔尔国

             && !row_sel_sec_rec_is_for_clust_rec(rec, sec_index, clust_rec, clust_index))

     

    满意if决断的有着聚簇索引记录,都直接抛弃,以上判别的逻辑如下:

    设要读取的行的尾声交给业务id(即当前数据行的谐和职业id)为 trx_id_current

    1. 内需回聚簇索引围观,并且赢得记录

    2. 聚簇索引记录为回滚版本,大概二级索引中的记录为除去版本

    3. 聚簇索引项,与二级索引项,其键值并不等于

     

    为何满足if判断,就足以一贯甩掉数据?用白话来讲,正是我们通过二级索引记录,定位聚簇索引记录,定位之后,还需求再度检查聚簇索引记录是还是不是如故是自己在二级索引中看看的笔录。假使不是,则直接舍弃;要是是,则赶回。

    当下新开工作id为 new_id

    传闻此标准,结合查询与测量试验第22中学的索引结构。可以预知版本为业务1811.二级索引中的两项pk

    9都能经过聚簇索引回滚到1811版本。可是,二级索引记录(ccc,9)与聚簇索引回滚后的本子(aaa,9)不相通,直接舍弃。独有二级索引记录(aaa,9)保持后生可畏致,直接回到。

    总结

    1. 二级索引的多版本可以知道性推断,供给经过聚簇索引完毕。

    2. 二级索引页面中保存了MAX_TRX_ID,能够超快决断当前页面中,是不是有所项均可以看到,能够兑现二级索引页面等级的目录覆盖扫描。常常来讲,此剖断是满意条件的,保险了目录覆盖扫描 (index only scan)的高效性。

    3. 二级索引中的项,必要与聚簇索引中的可知性进行相比,有限协理聚簇索引中的可以预知项,与二级索引中的项数据风流倜傥致。

    疑问

    1. 在http://blogs.InnoDB.com/wp/2011/04/mysql-5-6-multi-threaded-purge/中,小编提到,InnoDB的purge操作,是通过遍历undo来完毕对于标识位deleted项的回收的。倘使二级索引自身标记deleted位不记录undo,那么这几个回笼操作怎样变成?依然说purge是因此深入分析redo来完成回收的?(根据下面对于purge的流水生产线解析,此主题素材已化解卡塔尔

    Purge流程

    Purge功能:

    InnoDB由于要帮助多版本左券,由此无论更新,删除,都只是设置记录上的deleted bit标志位,实际不是真的的删除记录。后续这一个记录的实在删除,是经过Purge后台进程完结的。Purge进度定时扫描InnoDB的undo,依据先读老undo,再读新undo的逐个,读取每条undo record。对于每一条undo record,判定其相应的记录是或不是能够被purge(purge进度有协和的read view,等同于进度始起时最老的位移事业从前的view,保障purge的数码,一定是不可以预知数据,对任何人来讲),假如能够purge,则构造完整记录(row_purge_parse_undo_rec)。然后根据先purge二级索引,最终purge聚簇索引的逐生龙活虎,purge三个操作生成的旧版本总体记录。

    一个完好的purge函数调用流程如下:

    row_purge_step->row_purge->trx_InnoDB下关于MVCC的一个问题的分析,MySQL数据库InnoDB存储引擎多版本控制。purge_fetch_next_rec->row_purge_parse_undo_rec

                         ->row_purge_del_mark->row_purge_remove_sec_if_poss

                                          ->row_purge_remove_clust_if_poss

    总结:

    1. purge是透过遍历undo实现的。

    2. purge的粒度是一条记下上的一个操作。如若一条记下被update了3次,发生3个old版本,均可purge。那么purge读取undo,对于每三个操作,都会调用一遍purge。三个purge删除一个操作发生的old版本(根据操作从老到新的逐朝气蓬勃)。

    3. purge依照先二级索引,最后聚簇索引的次第举办。

    4. purge二级索引,通过组织出的目录项举行搜寻定位。不能直接针对有个别二级页面举办,因为不晓得记录的贮存page。

    5. 对于二级索引设置deleted bit为不须要记录undo,因为purge是依据聚簇索引undo达成。由此二级索引deleted bit被设置为1的项,未有记录undo,如故能够被purge。

    6. purge是一个耗费时间的操作。二级索引的purge,须要search_path定位数据,约等于种种二级索引,都做了二次index unique scan。

    7. 贰次delete操作,IO翻番。第一遍IO是将记录的deleted bit设置为1;第贰回的IO是将记录删除。

     

    日前新开职业创造的快速照相read view 中最初的政工id为up_limit_id, 最晚的业务id为low_limit_id(注意这一个low_limit_id=未展开的专门的工作id=当前最大事业id 1)

     

    比较:

    ·         1.trx_id_current < up_limit_id, 这种情景相比较好掌握, 表示, 新业务在读取该行记录时, 该行记录的安定团结专门的学业ID是小于, 系统当下有所活跃的作业, 所以当前行牢固数据对新专门的职业可以知道, 跳到步骤5.

    ·         2.trx_id_current >= trx_id_last, 这种气象也比较好精晓, 表示, 该行记录的满面红光专门的学问id是在这里次新专业创立之后才张开的, 不过却在这一次新业务施行第贰个select前就commit了,所以该行记录的脚下值不可以见到, 跳到步骤4。

    ·         3.trx_id_current <= trx_id_current <= trx_id_last, 表示: 该行记录各省事务在这里次新业务创制的时候处于活动状态,从up_limit_id到low_limit_id实行遍历,假如trx_id_current等于她们中间的有个别事务id的话,那么不可以见到, 调到步骤4,不然表示可以看到。

    ·         4.从该行记录的 DB_ROLL_PTWrangler琼斯指数针所指向的回滚段中抽取最新的undo-log的版本号, 将它赋值该 trx_id_current,然后跳到步骤1双重从前判别。

    ·         5.将该可知行的值重返。

     

     

     

     

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