【MySQL实战45讲8】事务到底是隔离还是不隔离

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前言

如果是可重复读隔离级别，事务T启动的时候会创建一个视图read-view，之后事务T执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务T看到的仍然跟在启动时看到的一样。

但当一个事务要更新一行的时候，如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁，这个事务会被锁住，进入等待状态。问题是，既然进入了等待状态，那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候，它读到的值又是什么呢？

案例

下面是一个只有两行的表的初始化语句

sql 复制代码

mysql> CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `k` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

事务A	事务B	事务C
start transaction with consistent snapshot;
	start transaction with consistent snapshot;
		update t set k=k+1 where id=1;
	update t set k=k+1 where id=1;
select k from t where id=1; commit;
	commit;

begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句，事务才真正启动。如果想要马上启动一个事务，可以使用 start transaction with consistent snapshot 这个命令。

begin/start transaction ：一致性视图是在执行第一个快照读语句时创建。

start transaction with consistent snapshot：一致性视图是在执行start transaction with consistent snapshot时创建

事务 C 没有显式地使用 begin/commit，表示这个 update 语句本身就是一个事务，语句完成的时候会自动提交。事务 B 在更新了行之后查询 ; 事务 A 在一个只读事务中查询，并且时间顺序上是在事务 B 的查询之后。

和第一感觉相反的是，事务B查到的k的值是3，事务A查到的k的值是1

"快照"在MVCC里是怎么工作的

在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就"拍了个快照"。这个快照是基于整库的。

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫做transaction id。它是在事务开始的时候想InnoDB的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。

每行数据也都有多个版本，每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把transaction id赋值给这个数据版本的事务ID，记为row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。

也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本（row），每个版本有自己的row trx_id

图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。

图中的3个虚线箭头，就是undo log；而V1，V2，V3并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的。比如，需要V2的时候，就是通过V4依次执行U3，U2算出来。

InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在"活跃"的所有事务ID。"活跃"指的就是，启动了但还没提交。数组里面事务ID的最小值记为低水位 ，当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。

这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）

而数据版本的可见性规则，就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的。

对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的row trx_id，有以下几种可能;

如果落在绿色部分，表示这个版本是已经提交的事务，或者是当前事务自己生产的，这个数据是可见的
如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的
如果落在黄色 部分，包括两种情况：
- 若row trx_id在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见
- 若row trx_id不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见

比如，如果有一个事务，它的低水位是 18，那么当它访问这一行数据时，就会从 V4 通过 U3 计算出 V3，所以在它看来，这一行的值是 11。

有了这个声明后，系统里面随后发生的更新，就和这个事务看到的内容无关了，之后的更新，新的数据版本对于当前的事务来说是不存在的，所以这个事务的快照，是"静态"的。

接下来，看看第一个表格中的三个事务，分析下事务A的语句返回的结果，为什么是k=1

假设：

事务A开始前，系统里面只有一个活跃事务ID是99
事务A、B、C的版本号分别是100、101、102，且当前系统里只有这四个事务
三个事务开始前，（1,1）这个一行数据的row trx_id

事务A的视图数组是[99, 100]，事务B的视图数组是[99,100,101]，事务C的视图数组是[99,100,101,102]

为了简化分析，先把其他干扰语句去掉，只画出跟事务A查询逻辑有关的操作：

从图中可以看到，第一个有效更新是事务 C，把数据从 (1,1) 改成了 (1,2)。这时候，这个数据的最新版本的 row trx_id 是 102，而 90 这个版本已经成为了历史版本。

第二个有效更新是事务 B，把数据从 (1,2) 改成了 (1,3)。这时候，这个数据的最新版本（即 row trx_id）是 101，而 102 又成为了历史版本。

在事务 A 查询的时候，其实事务 B 还没有提交，但是它生成的 (1,3) 这个版本已经变成当前版本了。但这个版本对事务 A 必须是不可见的，否则就变成脏读了。

现在事务 A 要来读数据了，它的视图数组是[99,100]。当然了，读数据都是从当前版本读起的。所以，事务 A 查询语句的读数据流程是这样的：

找到 (1,3) 的时候，判断出 row trx_id=101，比高水位大，处于红色区域，不可见；
接着，找到上一个历史版本，一看 row trx_id=102，比高水位大，处于红色区域，不可见；
再往前找，终于找到了（1,1)，它的 row trx_id=90，比低水位小，处于绿色区域，可见。

这样执行下来，虽然期间这一行数据被修改过，但是事务 A 不论在什么时候查询，看到这行数据的结果都是一致的，所以我们称之为一致性读。

更新逻辑

对于上述的逻辑图，其实有一个疑问没有解答：事务B的update语句，如果按照一致性读，好像结果是不对的？

事务B的视图数组是先生成的，之后事务C才提交，不是应该看不见(1,2)吗，怎么能算出(1,3)来？

是的，如果事务B在更新之前查询一次数据，这个查询返回的k的值确实是1

但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务C的更新就丢失了。因此，事务B此时的set k = k + 1是在(1,2)的基础上进行的操作。

所以，这里就用到了这样一条规则，更新数据都是先读后写，而这个读，只能读当前的值，称为"当前读"（current read）

因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是 (1,2)，更新后生成了新版本的数据 (1,3)，这个新版本的 row trx_id 是 101。

所以，在执行事务 B 查询语句的时候，一看自己的版本号是 101，最新数据的版本号也是 101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的 k 的值是 3。

这里我们提到了一个概念，叫作当前读 。其实，除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。

sql 复制代码

mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
mysql> select k from t where id=1 for update;

假设事务C不是马上提交的，而是变成下面的事务C'，会怎么样呢

事务A	事务B	事务C'
start transaction with consistent snapshot;
	start transaction with consistent snapshot;
		start transaction with consistent snapshot; update t set k=k+1 where id=1;
	update t set k=k+1 where id=1; select k from t where id=1;
select k from t where id=1; commit;
	commit;	commit;

事务 C'的不同是，更新后并没有马上提交，在它提交前，事务 B 的更新语句先发起了。前面说过了，虽然事务 C'还没提交，但是 (1,2) 这个版本也已经生成了，并且是当前的最新版本。那么，事务 B 的更新语句会怎么处理呢？

这时候，"两阶段锁协议"就要上场了。事务 C'没提交，也就是说 (1,2) 这个版本上的写锁还没释放。而事务 B 是当前读，必须要读最新版本，而且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务 C'释放这个锁，才能继续它的当前读。

读提交的逻辑和可重复读的逻辑类型，它们最主要的区别是;

在可重复读隔离级别下，只需要再事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图
在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图