取引

TiDB は、 悲観的または楽観的トランザクション モードを使用した分散トランザクションをサポートします。 TiDB 3.0.8 以降、TiDB はデフォルトで悲観的トランザクション モードを使用します。

このドキュメントでは、一般的に使用されるトランザクション関連のステートメント、明示的および暗黙的なトランザクション、分離レベル、制約の遅延チェック、およびトランザクション サイズについて紹介します。

共通変数には、 autocommittidb_disable_txn_auto_retrytidb_retry_limit 、およびtidb_txn_modeが含まれます。

ノート:

変数tidb_disable_txn_auto_retrytidb_retry_limitは楽観的トランザクションにのみ適用され、悲観的トランザクションには適用されません。

一般的なステートメント

トランザクションの開始

ステートメントBEGINSTART TRANSACTIONは、新しいトランザクションを明示的に開始するために同じ意味で使用できます。

構文:

BEGIN;
START TRANSACTION;
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
START TRANSACTION WITH CAUSAL CONSISTENCY ONLY;

これらのステートメントのいずれかが実行されるときに現在のセッションがトランザクションの処理中にある場合、TiDB は新しいトランザクションを開始する前に現在のトランザクションを自動的にコミットします。

ノート:

MySQL とは異なり、TiDB は上記のステートメントを実行した後に現在のデータベースのスナップショットを取得します。 MySQL のBEGINSTART TRANSACTION 、トランザクションの開始後に InnoDB からデータを読み取る最初のSELECTステートメント ( SELECT FOR UPDATEではありません) を実行した後にスナップショットを取得します。 START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOTステートメントの実行中にスナップショットを取得します。結果として、 BEGINSTART TRANSACTION 、およびSTART TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT 、MySQL のSTART TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOTに相当します。

トランザクションのコミット

ステートメントCOMMITは、現在のトランザクションで行われたすべての変更を適用するように TiDB に指示します。

構文:

COMMIT;

ヒント:

楽観的取引を有効にする前に、 COMMITステートメントがエラーを返す可能性があることをアプリケーションが正しく処理していることを確認してください。アプリケーションがこれをどのように処理するかわからない場合は、代わりにデフォルトの悲観的取引を使用することをお勧めします。

トランザクションのロールバック

ステートメントROLLBACKは、現在のトランザクションのすべての変更をロールバックしてキャンセルします。

構文:

ROLLBACK;

クライアント接続が中止または閉じられた場合にも、トランザクションは自動的にロールバックされます。

自動コミット

MySQL との互換性の必要に応じて、TiDB はデフォルトでステートメントの実行直後に自動コミットします。

例えば:

mysql> CREATE TABLE t1 ( id INT NOT NULL PRIMARY KEY auto_increment, pad1 VARCHAR(100) ); Query OK, 0 rows affected (0.09 sec) mysql> SELECT @@autocommit; +--------------+ | @@autocommit | +--------------+ | 1 | +--------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> INSERT INTO t1 VALUES (1, 'test'); Query OK, 1 row affected (0.02 sec) mysql> ROLLBACK; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) mysql> SELECT * FROM t1; +----+------+ | id | pad1 | +----+------+ | 1 | test | +----+------+ 1 row in set (0.00 sec)

上の例では、 ROLLBACKステートメントは効果がありません。これは、 INSERTステートメントがオートコミットで実行されるためです。つまり、これは次の単一ステートメントのトランザクションと同等でした。

START TRANSACTION; INSERT INTO t1 VALUES (1, 'test'); COMMIT;

トランザクションが明示的に開始されている場合、自動コミットは適用されません。次の例では、 ROLLBACKステートメントはINSERTステートメントを正常に元に戻します。

mysql> CREATE TABLE t2 ( id INT NOT NULL PRIMARY KEY auto_increment, pad1 VARCHAR(100) ); Query OK, 0 rows affected (0.10 sec) mysql> SELECT @@autocommit; +--------------+ | @@autocommit | +--------------+ | 1 | +--------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> START TRANSACTION; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> INSERT INTO t2 VALUES (1, 'test'); Query OK, 1 row affected (0.02 sec) mysql> ROLLBACK; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> SELECT * FROM t2; Empty set (0.00 sec)

autocommitグローバルまたはセッションベースのシステム変数変更可能

例えば:

SET autocommit = 0;
SET GLOBAL autocommit = 0;

明示的および暗黙的なトランザクション

ノート:

一部のステートメントは暗黙的にコミットされます。たとえば、 [BEGIN|START TRANSACTION]を実行すると、最後のトランザクションが暗黙的にコミットされ、新しいトランザクションが開始されます。この動作は、MySQL との互換性のために必要です。詳細については暗黙的なコミットを参照してください。

TiDB は、明示的なトランザクション ( [BEGIN|START TRANSACTION]COMMITを使用してトランザクションの開始と終了を定義します) と暗黙的なトランザクション ( SET autocommit = 1 ) をサポートします。

autocommit1に設定し、ステートメント[BEGIN|START TRANSACTION]で新しいトランザクションを開始すると、トランザクションが明示的になるCOMMITまたはROLLBACKの前に自動コミットが無効になります。

DDL ステートメントの場合、トランザクションは自動的にコミットされ、ロールバックはサポートされません。現在のセッションがトランザクションの処理中に DDL ステートメントを実行すると、DDL ステートメントは現在のトランザクションがコミットされた後に実行されます。

制約の遅延チェック

デフォルトでは、楽観的トランザクションは、DML ステートメントの実行時に主キーまたは固有の制約をチェックしません。これらのチェックは、代わりにトランザクションCOMMITで実行されます。

例えば:

CREATE TABLE t1 (id INT NOT NULL PRIMARY KEY); INSERT INTO t1 VALUES (1); BEGIN OPTIMISTIC; INSERT INTO t1 VALUES (1); -- MySQL returns an error; TiDB returns success. INSERT INTO t1 VALUES (2); COMMIT; -- It is successfully committed in MySQL; TiDB returns an error and the transaction rolls back. SELECT * FROM t1; -- MySQL returns 1 2; TiDB returns 1.
mysql> CREATE TABLE t1 (id INT NOT NULL PRIMARY KEY); Query OK, 0 rows affected (0.10 sec) mysql> INSERT INTO t1 VALUES (1); Query OK, 1 row affected (0.02 sec) mysql> BEGIN OPTIMISTIC; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> INSERT INTO t1 VALUES (1); -- MySQL returns an error; TiDB returns success. Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> INSERT INTO t1 VALUES (2); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> COMMIT; -- It is successfully committed in MySQL; TiDB returns an error and the transaction rolls back. ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '1' for key 't1.PRIMARY' mysql> SELECT * FROM t1; -- MySQL returns 1 2; TiDB returns 1. +----+ | id | +----+ | 1 | +----+ 1 row in set (0.01 sec)

遅延チェックの最適化は、制約チェックをバッチ処理し、ネットワーク通信を削減することでパフォーマンスを向上させます。この動作はtidb_constraint_check_in_place=ONに設定することで無効にできます。

ノート:

  • この最適化は、楽観的トランザクションにのみ適用されます。
  • この最適化はINSERT IGNOREINSERT ON DUPLICATE KEY UPDATEには有効ではなく、通常のINSERTステートメントにのみ有効です。

ステートメントのロールバック

TiDB はステートメント実行失敗後のアトミックロールバックをサポートしています。ステートメントでエラーが発生した場合、ステートメントによる変更は有効になりません。トランザクションは開いたままになり、 COMMITまたはROLLBACKステートメントを発行する前に追加の変更を加えることができます。

CREATE TABLE test (id INT NOT NULL PRIMARY KEY); BEGIN; INSERT INTO test VALUES (1); INSERT INTO tset VALUES (2); -- Statement does not take effect because "test" is misspelled as "tset". INSERT INTO test VALUES (1),(2); -- Entire statement does not take effect because it violates a PRIMARY KEY constraint INSERT INTO test VALUES (3); COMMIT; SELECT * FROM test;
mysql> CREATE TABLE test (id INT NOT NULL PRIMARY KEY); Query OK, 0 rows affected (0.09 sec) mysql> BEGIN; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> INSERT INTO test VALUES (1); Query OK, 1 row affected (0.02 sec) mysql> INSERT INTO tset VALUES (2); -- Statement does not take effect because "test" is misspelled as "tset". ERROR 1146 (42S02): Table 'test.tset' doesn't exist mysql> INSERT INTO test VALUES (1),(2); -- Entire statement does not take effect because it violates a PRIMARY KEY constraint ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '1' for key 'test.PRIMARY' mysql> INSERT INTO test VALUES (3); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> COMMIT; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) mysql> SELECT * FROM test; +----+ | id | +----+ | 1 | | 3 | +----+ 2 rows in set (0.00 sec)

上記の例では、 INSERTステートメントが失敗した後もトランザクションは開いたままになります。最後の挿入ステートメントは成功し、変更がコミットされます。

トランザクションサイズの制限

基礎となるstorageエンジンの制限により、TiDB では 1 行が 6 MB 以下である必要があります。行のすべての列がデータ型に従ってバイトに変換され、合計されて 1 行のサイズが推定されます。

TiDB は楽観的トランザクションと悲観的トランザクションの両方をサポートしており、楽観的トランザクションは悲観的トランザクションの基礎となります。楽観的トランザクションは最初に変更をプライベートメモリにキャッシュするため、TiDB は単一トランザクションのサイズを制限します。

デフォルトでは、TiDB は 1 つのトランザクションの合計サイズを 100 MB 以内に設定します。このデフォルト値は、構成ファイルのtxn-total-size-limitを使用して変更できます。最大値txn-total-size-limitは 1 TB です。個々のトランザクション サイズの制限は、サーバーで利用可能な残りのメモリのサイズによっても異なります。これは、トランザクションが実行されると、TiDB プロセスのメモリ使用量がトランザクション サイズに比べて増加し、最大 2 ~ 3 倍以上になるためです。

TiDB は以前、単一トランザクションのキーと値のペアの総数を 300,000 に制限していました。この制限は TiDB v4.0 で削除されました。

ノート:

通常、TiDB Binlog はデータをダウンストリームにレプリケートするために有効になっています。一部のシナリオでは、Kafka などのメッセージ ミドルウェアを使用して、ダウンストリームにレプリケートされるバイナリログが使用されます。

Kafka を例に挙げると、Kafka の単一メッセージ処理能力の上限は 1 GB です。したがって、 txn-total-size-limitを 1 GB より大きく設定すると、TiDB ではトランザクションが正常に実行されても、ダウンストリームの Kafka がエラーを報告する可能性があります。この状況を回避するには、最終消費者の制限に従ってtxn-total-size-limitの実際の値を決定する必要があります。たとえば、Kafka がダウンストリームで使用される場合、 txn-total-size-limit 1 GB を超えてはなりません。

因果関係の一貫性

ノート:

因果的一貫性のあるトランザクションは、非同期コミット機能と 1 フェーズ コミット機能が有効になっている場合にのみ有効になります。 2つの機能の詳細については、 tidb_enable_async_committidb_enable_1pcを参照してください。

TiDB は、トランザクションの因果関係の一貫性の有効化をサポートします。因果的一貫性のあるトランザクションは、コミット時に PD からタイムスタンプを取得する必要がなく、コミットのレイテンシーが短くなります。因果関係の一貫性を有効にする構文は次のとおりです。

START TRANSACTION WITH CAUSAL CONSISTENCY ONLY;

デフォルトでは、TiDB は線形一貫性を保証します。線形一貫性の場合、トランザクション 1 がコミットされた後にトランザクション 2 がコミットされた場合、論理的には、トランザクション 2 はトランザクション 1 の後に発生するはずです。因果的一貫性は線形一貫性よりも弱いです。因果的一貫性の場合、2 つのトランザクションのコミット順序と発生順序の一貫性が保証されるのは、トランザクション 1 とトランザクション 2 によってロックまたは書き込まれたデータに共通部分がある場合のみです。これは、2 つのトランザクションに既知の因果関係があることを意味します。データベース。現在、TiDB は外部因果関係の受け渡しをサポートしていません。

因果的整合性が有効になっている 2 つのトランザクションには、次の特性があります。

潜在的な因果関係のあるトランザクションには、一貫した論理順序と物理コミット順序があります。

トランザクション 1 とトランザクション 2 の両方が因果的一貫性を採用しており、次のステートメントが実行されていると仮定します。

トランザクション1トランザクション2
因果関係の一貫性のみを考慮してトランザクションを開始する因果関係の一貫性のみを考慮してトランザクションを開始する
x = SELECT v FROM t WHERE id = 1 更新用
UPDATE t set v = $(x + 1) WHERE id = 2
専念
UPDATE t SET v = 2 WHERE id = 1
専念

上の例では、トランザクション 1 はid = 1レコードをロックし、トランザクション 2 はid = 1レコードを変更します。したがって、トランザクション 1 とトランザクション 2 には潜在的な因果関係があります。因果的整合性が有効になっている場合でも、トランザクション 1 が正常にコミットされた後にトランザクション 2 がコミットされる限り、論理的には、トランザクション 2 はトランザクション 1 の後に発生する必要があります。 したがって、トランザクションがトランザクションを読み取ることなく、 id = 1レコードに対するトランザクション 2 の変更を読み取ることは不可能です。 id = 2レコードの 1 の変更。

因果関係のないトランザクションは、一貫した論理順序と物理コミット順序を保証しません。

id = 1id = 2の初期値が両方とも0であると仮定します。トランザクション 1 とトランザクション 2 の両方が因果的一貫性を採用しており、次のステートメントが実行されていると仮定します。

トランザクション1トランザクション2トランザクション3
因果関係の一貫性のみを考慮してトランザクションを開始する因果関係の一貫性のみを考慮してトランザクションを開始する
UPDATE t set v = 3 WHERE id = 2
UPDATE t SET v = 2 WHERE id = 1
始める
専念
専念
SELECT v FROM t WHERE id IN (1, 2)

上の例では、トランザクション 1 はid = 1レコードを読み取らないため、トランザクション 1 とトランザクション 2 にはデータベースに認識される因果関係がありません。トランザクションの因果的一貫性が有効になっている場合、物理的な時間順序でトランザクション 1 がコミットされた後にトランザクション 2 がコミットされた場合でも、TiDB はトランザクション 2 が論理的にトランザクション 1 の後に発生することを保証しません。

トランザクション 1 がコミットされる前にトランザクション 3 が開始され、トランザクション 2 がコミットされた後にトランザクション 3 がid = 1id = 2レコードを読み取る場合、トランザクション 3 はid = 1の値を2として読み取る可能性がありますが、 id = 2の値は0として読み取られます。

ロックなしの読み取りでは因果関係が作成されません

トランザクション 1 とトランザクション 2 の両方が因果的一貫性を採用しており、次のステートメントが実行されていると仮定します。

トランザクション1トランザクション2
因果関係の一貫性のみを考慮してトランザクションを開始する因果関係の一貫性のみを考慮してトランザクションを開始する
UPDATE t SET v = 2 WHERE id = 1
SELECT v FROM t WHERE id = 1
UPDATE t set v = 3 WHERE id = 2
専念
専念

上の例では、ロックなしの読み取りによって因果関係は作成されません。トランザクション1 とトランザクション 2 により書き込みスキューが発生しました。この場合、両者の取引に因果関係が残っているとすれば、それは不合理である。したがって、因果的一貫性が有効になっている 2 つのトランザクションには、明確な論理順序がありません。

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