【MySQL】事务——事务隔离等级、隔离级别、查看与设置隔离性、读未提交、读提交、可重复读、串行化、一致性、读-写、MVCC、当前读和快照、RR和RC本质区别

鳄鱼麻薯球2024-08-13 9:02

文章目录

  • MySQL
    • [3. 事务隔离等级](#3. 事务隔离等级)
      • [3.1 什么是事务隔离等级](#3.1 什么是事务隔离等级)
      • [3.2 隔离级别](#3.2 隔离级别)
      • [3.3 查看与设置隔离性](#3.3 查看与设置隔离性)
      • [3.4 读未提交【Read Uncommitted】](#3.4 读未提交【Read Uncommitted】)
      • [3.5 读提交【Read Committed】](#3.5 读提交【Read Committed】)
      • [3.6 可重复读【Repeatable Read】](#3.6 可重复读【Repeatable Read】)
      • [3.7 串行化【serializable】](#3.7 串行化【serializable】)
      • [3.8 一致性【Consistency】](#3.8 一致性【Consistency】)
    • [4. 读-写](#4. 读-写)
      • [4.1 三个记录隐藏列字段](#4.1 三个记录隐藏列字段)
      • [4.2 undo日志](#4.2 undo日志)
      • [4.3 模拟MVCC](#4.3 模拟MVCC)
      • [4.4 Read View](#4.4 Read View)
    • [5. 可重复读（RR）与读提交（RC）的本质区别](#5. 可重复读（RR）与读提交（RC）的本质区别)
      • [5.1 当前读和快照读在RR级别下的区别](#5.1 当前读和快照读在RR级别下的区别)
      • [5.2 RR 与 RC的本质区别](#5.2 RR 与 RC的本质区别)

MySQL

3. 事务隔离等级

3.1 什么是事务隔离等级

事务隔离等级是数据库管理系统为了处理多个事务并发执行时可能出现的问题而设置的不同级别。

如何理解事务隔离等级：

首先，MySQL服务可能会同时被多个客户端进程(线程)访问，访问的方式以事务方式进行。

一个事务可能由多条SQL构成，也就意味着，任何一个事务，都有执行前，执行中，执行后的阶段。如果执行前，执行中，执行后出现问题，那么MySQL可以随时回滚。 所以单个事务，对用户表现出来的特性，就是原子性。

毕竟所有事务都要有个执行过程，那么在多个事务各自执行多个SQL的时候，就还是有可能会出现互相影响的情况。比如：多个事务同时访问同一张表，甚至同一行数据。

数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰 ，就有了一个重要特征：隔离性。

数据库中，允许事务受不同程度的干扰 ，就有了一种重要特征：隔离级别。

3.2 隔离级别

读未提交【Read Uncommitted】： 在该隔离级别，所有的事务都可以看到其他事务没有提交的执行结果。 （实际生产中不可能使用这种隔离级别的），但是相当于没有任何隔离性，也会有很多并发问题，如脏读(读取未提交数据)、幻读(前后多次读取，数据总量不一致)、不可重复读等问题(前后多次读取，数据内容不一致)。

读提交【Read Committed】 ：该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的简单定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别会引起不可重复读，即一个事务执行时，如果多次 select， 可能得到不同的结果。

可重复读【Repeatable Read】： 这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务，在执行中，多次读取操作数据时，会看到同样的数据行。但是会有幻读问题。

串行化【Serializable】: 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决了幻读的问题。它在每个读的数据行上面加上共享锁，。但是可能会导致超时和锁竞争（这种隔离级别太极端，实际生产基本不使用）

隔离级别如何实现：隔离，基本都是通过锁实现的，不同的隔离级别，锁的使用是不同的。常见有，表锁，行锁，读锁，写锁，间隙锁(GAP),Next-Key锁(GAP+行锁)等。

脏读、幻读、不可重复读：

脏读：事务A读取到了事务B未提交修改的数据，如果后者回滚，读取到的数据就是无效的、错误的，是脏数据。

幻读：事务前后多次读取，数据总量不一致。A事务读取表中的数据，如果此时B事务往表中插入或删除数据并提交，A再次读就和之前读到的数据总量就和之前不一样了。

不可重复读：事务前后多次读取，数据内容不一致。 A事务读取表中的数据，如果此时B事务修改了表中的数据并提交，A再次读就和之前读到的数据内容不一样了。

幻读的重点在删除和插入，在同一事务中，同样的条件，第一次读取的记录数第二次读取的记录数不一致（因为中间有其他事务提交了插入和删除操作）。

不可重复读的重点在修改，在同一事务中，同样的条件，第一次读取的数据和第二次读取的数据不一样（因为中间有其他事务提交了修改）。

3.3 查看与设置隔离性

修改全局隔离级别以后，其他客户端要重启才能生效。

查看全局隔离级别 ：select @@global.tx_isolation;

sql 复制代码 
mysql> SELECT @@global.tx_isolation; --查看全局隔级别
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
|    REPEATABLE-READ    |
+-----------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

查看当前会话隔离级别 ：select @@session.tx_isolation;

sql 复制代码 
mysql> SELECT @@session.tx_isolation; --查看会话(当前)全局隔级别
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
|    REPEATABLE-READ     |
+------------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

设置全局隔离级别，另外一个对话也会被影响 ：set global transaction isolation level 隔离级别名称;

sql 复制代码 
SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ
COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

设置当前会话隔离级别，只会影响当前会话 ：set session transaction isolation level 隔离级别名称;

sql 复制代码 
mysql> set session transaction isolation level serializable; -- 串行化
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

3.4 读未提交【Read Uncommitted】

sql 复制代码 
--几乎没有加锁，虽然效率高，但是问题太多，严重不建议采用
--终端A
-- 设置隔离级别为 读未提交
mysql> set global transaction isolation level read uncommitted;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

--重启客户端
mysql> select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

mysql> select * from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin; --开启事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update account set blance=123.0 where id=1; --更新指定行
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

--没有commit哦！！！

--终端B
mysql> begin;

mysql> select * from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 123.00 | --读到终端A更新但是未commit的数据[insert，delete同样]
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
--一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新(或其他操作)但是未commit的数据，这种现象叫做脏读(dirty read)

3.5 读提交【Read Committed】

sql 复制代码 
-- 终端A
mysql> set global transaction isolation level read committed;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

--重启客户端
mysql> select * from account; --查看当前数据
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 123.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin; --手动开启事务，同步的开始终端B事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update account set blance=321.0 where id=1; --更新张三数据
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
--切换终端到终端B，查看数据。
mysql> commit; --commit提交！
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
--切换终端到终端B，再次查看数据。

--终端B
mysql> begin; --手动开启事务，和终端A一前一后
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --终端A commit之前，查看不到
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 123.00 | --老的值
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

--终端A commit之后，看到了！
--but，此时还在当前事务中，并未commit，那么就造成了，同一个事务内，同样的读取，在不同的时间段(依旧还在事务操作中！)，读取到了不同的值，这种现象叫做不可重复读(non reapeatable read)！！（这个是问题吗？？）

mysql> select *from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 | --新的值
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

3.6 可重复读【Repeatable Read】

sql 复制代码 
--终端A
mysql> set global transaction isolation level repeatable read; --设置全局隔离级别RR
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

--关闭终端重启
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ | --隔离级别RR
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

mysql> select *from account; --查看当前数据
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin; --开启事务，同步的，终端B也开始事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update account set blance=4321.0 where id=1; --更新数据
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

--切换到终端B，查看另一个事务是否能看到
mysql> commit; --提交事务
--切换终端到终端B，查看数据。

--终端B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --终端A中事务 commit之前，查看当前表中数据，数据未更新
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from account; --终端A中事务 commit 之后，查看当前表中数据，数据未更新
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
--可以看到，在终端B中，事务无论什么时候进行查找，看到的结果都是一致的，这叫做可重复读！

mysql> commit; --结束事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --再次查看，看到最新的更新数据
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
----------------------------------------------------------------
--如果将上面的终端A中的update操作，改成insert操作，会有什么问题？？

--终端A
mysql> select *from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin; --开启事务，终端B同步开启
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account (id,name,blance) values(3, '王五', 5432.0);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

--切换到终端B，查看另一个事务是否能看到
mysql> commit; --提交事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

--切换终端到终端B，查看数据。
mysql> select * from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
| 3 | 王五 | 5432.00 |
+----+--------+----------+
3 rows in set (0.00 sec)

--终端B
mysql> begin; --开启事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --终端A commit前 查看
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from account; --终端A commit后 查看
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from account; --多次查看，发现终端A在对应事务中insert的数据，在终端B的事务周期中，也没有什么影响，也符合可重复的特点。但是，一般的数据库在可重复读情况的时候，无法屏蔽其他事务insert的数据(为什么？因为隔离性实现是对数据加锁完成的，而insert待插入的数据因为并不存在，那么一般加锁无法屏蔽这类问题),会造成虽然大部分内容是可重复读的，但是insert的数据在可重复读情况被读取出来，导致多次查找时，会多查找出来新的记录，就如同产生了幻觉。这种现象，叫做幻读(phantom read)。很明显，MySQL在RR级别的时候，是解决了幻读问题的(解决的方式是用Next-Key锁(GAP+行锁)解决的。这块比较难，有兴趣同学了解一下)。
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> commit; --结束事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --看到更新
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
| 3 | 王五 | 5432.00 |
+----+--------+----------+
3 rows in set (0.00 sec)

3.7 串行化【serializable】

sql 复制代码 
--对所有操作全部加锁，进行串行化，不会有问题，但是只要串行化，效率很低，几乎完全不会被采用
--终端A
mysql> set global transaction isolation level serializable;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| SERIALIZABLE |
+----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin; --开启事务，终端B同步开启
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --两个读取不会串行化，共享锁
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
| 3 | 王五 | 5432.00 |
+----+--------+----------+
3 rows in set (0.00 sec)

mysql> update account set blance=1.00 where id=1; --终端A中有更新或者其他操作，会阻塞。直到终端B事务提交。
Query OK, 1 row affected (18.19 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

--终端B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from account; --两个读取不会串行化
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
| 3 | 王五 | 5432.00 |
+----+--------+----------+
3 rows in set (0.00 sec)

mysql> commit; --提交之后，终端A中的update才会提交。
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

总结：

其中隔离级别越严格，安全性越高，但数据库的并发性能也就越低，往往需要在两者之间找一个平衡点。

不可重复读的重点是修改和删除：同样的条件, 你读取过的据,再次读取出来发现值不一样了。

幻读的重点在于新增：同样的条件, 第1次和第2次读出来的记录数不一样。

说明： mysql 默认的隔离级别是可重复读,一般情况下不要修改。

上面的例子可以看出，事务也有长短事务这样的概念。事务间互相影响，指的是事务在并行执行的时候，即都没有commit的时候，影响会比较大。

3.8 一致性【Consistency】

事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态。当数据库只包含事务成功提交的结果时，数据库处于一致性状态。如果系统运行发生中断，某个事务尚未完成而被迫中断，而改未完成的事务对数据库所做的修改已被写入数据库，此时数据库就处于一种不正确（不一致）的状态。因此一致性是通过原子性来保证的。

其实一致性和用户的业务逻辑强相关，一般MySQL提供技术支持，但是一致性还是要用户业务逻辑做支撑，也就是，一致性，是由用户决定的。而技术上，通过AID保证C。

比如，A想给B转账，A账户扣钱，B账户加钱；业务逻辑不能设置为A账户不扣钱或者少扣钱，B账户加钱)。

https://www.jianshu.com/p/398d788e1083

https://tech.meituan.com/2014/08/20/innodb-lock.html

https://www.cnblogs.com/aspirant/p/9177978.html

4. 读-写

4.1 三个记录隐藏列字段

多版本并发控制 （ MVCC ）是一种用来解决 读-写冲突 的无锁并发控制。

**  数据库并发的场景有三种：**

读-读 ：不存在任何问题，也不需要并发控制。

读-写 ：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读。

写-写 ：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失。

**  如何解决读-写并发：**

为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题，(类似于写时拷贝，读原来的，写入到新的里面去)：

在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能。

同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题

**  理解 MVCC 需要知道三个前提知识：3个记录隐藏字段，undo 日志，Read View**

**  3个记录隐藏列字段：**

DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID。

DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）。

DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引。

补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了。

假设测试表结构是：

sql 复制代码 
mysql> create table if not exists student(
name varchar(11) not null,
age int not null
);
mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
mysql> select * from student;
+--------+-----+
| name | age |
+--------+-----+
| 张三 | 28 |
+--------+-----+
1 row in set (0.00 sec)

上面描述的意思是：

name age DB_TRX_ID(创建该记录的事务ID) DB_ROW_ID(隐式主键) DB_ROLL_PTR(回滚指针)
张三 28 null 1 null

我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。

4.2 undo日志

MySQL以服务进程的方式，在内存之中运行。MySQL的各种机制(索引、事务、隔离、日志等等)都在内存之中完成。即在MySQL内部有相对应的缓冲区保存相关的数据，完成各种操作，然后在合适的时候将数据刷新至磁盘之中。

简单理解就是，undo log就是MySQL中的一段缓冲区，用来保存日志的数据。

日志中保存的内容通常有两种：

历史数据： 回滚则重新指向。

命令的反向的操作：比如insert操作会记录delete，update会记录update之前的值。

4.3 模拟MVCC

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)。

事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁。

修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)

所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 '李四'。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。

事务10提交，释放锁。

备注：此时，最新的记录是'李四'那条记录。

现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)。

事务11,因为也要修改，所以要先给该记录加行锁。（该记录是那条？）

修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。

现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。

事务11提交，释放锁。

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。

上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。

上面是以更新（upadte）主讲的,如果是delete呢？一样的，别忘了，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。

如果是insert呢？因为insert是插入，也就是之前没有数据，那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。

总结一下，也就是我们可以理解成，update和delete可以形成版本链，insert暂时不考虑。

那么select呢？

首先，select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。不过，此时有个问题，就是：select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？

当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select lock in share mode(共享锁), select for update （这个好理解，我们后面不讨论）

快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。

我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需要加锁，这就是串行化。

但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！换言之，提高了效率，即MVCC的意义所在。

那么，是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？隔离级别!

那为什么要有隔离级别呢？

事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。

但是经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总是有先有后的。

那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的"有先有后"，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。

先来的事务，应不应该看到后来的事务所做的修改呢?

那么，如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？

4.4 Read View

Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID, 这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)

Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个 Read View 读视图，把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据。

5. 可重复读（RR）与读提交（RC）的本质区别

5.1 当前读和快照读在RR级别下的区别

快照读（Snapshot Read）：

不会对数据加锁，读取的是某一时刻的历史数据版本。

基于 MVCC（多版本并发控制）机制，通过一致性视图和数据的版本信息来判断数据的可见性。

常用于普通的 SELECT 查询，只要查询条件能通过 MVCC 机制找到满足条件的快照版本数据，就不会阻塞其他事务。

当前读（Current Read）：

会对数据加锁，读取的是最新的数据。

例如，对数据进行 UPDATE、DELETE、INSERT 操作，或者执行 SELECT... FOR UPDATE、SELECT... LOCK IN SHARE MODE 等加锁的查询操作时，就是当前读。

当前读会阻塞其他事务对相同数据的修改，以保证数据的一致性和完整性。

5.2 RR 与 RC的本质区别

Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同

在RR级别下的某个事务的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他事务记录起来。

此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；

即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见。

而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因。

总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。

正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。

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