【MySQL】第十五节—事务隔离级别与 MVCC 机制深度解析

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。

6.7 串行化【serializable】

对所有操作全部加锁，事务进行串行化，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

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, 你读取过的数据,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。

6.8 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

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备注：基本上，了解了上面的知识，在MySQL事务使用上，肯定没有问题。不过，这块设计很优秀，也是面试中可能被问到的，一般学生，如果能说出上面的内容，就已经不错了。但是如果我们能更详细，更深入的谈论这个问题，那么对我们的面试与学习肯定是大大的有帮助。

不过接下来的内容，会比较难一些，听的不明白，也没有太大问题。

7、如何理解隔离性2

7.1 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(后面补充)

（1）读-写

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

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

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：

上面描述的意思是：

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。

【undo 日志】

这里不想细讲，但是有一件事情得说清楚， MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。

所以，我们这里理解undo log，简单理解成，就是 MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。

【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？当然是最新的那一条记录'李四'，历史版本记录不能修改）
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。

##一些思考上面是以更新（`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。(这个我们后面重点讨论) 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? 不应该

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？

【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。

下面是 ReadView 结构，我们简化一下

cpp 复制代码

class ReadView {
  // 省略...

 private:
  /** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
  trx_id_t m_low_limit_id

/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
  trx_id_t m_up_limit_id;
  
  /** 创建该 Read View 的事务ID*/
  trx_id_t m_creator_trx_id;
  
  /** 创建视图时的活跃事务id列表*/
  ids_t m_ids;
  
  /** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
   * 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
  trx_id_t m_low_limit_no;
  
  /** 标记视图是否被关闭*/
  bool m_closed;

  // 省略...
};

cpp 复制代码

m_ids;           //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
up_limit_id;     //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)
low_limit_id;    //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1(也没有写错)
creator_trx_id   //创建该ReadView的事务ID

我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的，即：当前记录的 DB_TRX_ID 。

那么，我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的 ReadView 和版本链中的某一个记录的 DB_TRX_ID 。

所以现在的问题就是，当前快照读，应不应该读到当前版本记录。一张图，解决所有问题！

对应源码策略：

如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件，即可以看到。上面的 readview 是当你进行select的时候，会自动形成。

【Read View实验】

假设当前有条记录：

事务操作：

事务4：修改name(张三) 变成name(李四)

当事务2 对某行数据执行了快照读，数据库为事务2生成一个 Read View 读视图

cpp 复制代码

//事务2的 Read View
m_ids;           // 1,3
up_limit_id;     // 1
low_limit_id;    // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id   // 2

此时版本链是：

我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟 up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

cpp 复制代码

//事务2的 Read View
m_ids;           // 1,3
up_limit_id;     // 1
low_limit_id;    // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id   // 2

//事务4提交的记录对应的事务ID
DB_TRX_ID=4

//比较步骤
DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ?  不小于，下一步
DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。

//结论
故，事务4的更改，应该看到。
所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

（2）RR 与 RC的本质区别

【当前读和快照读在RR级别下的区别】

select * from user lock in share mode ，以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读，不加就是快照读。此处只作为测试使用，不重讲。

测试表：

sql 复制代码

--设置RR模式下测试
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

--重启终端
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

测试用例1-表1：

测试用例2-表2：

用例1与用例2：唯一区别仅仅是表1 的事务B 在事务A 修改age前快照读过一次age数据

而表2的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。

结论：

事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现select快照读的地方，即某个事务中首次出现快照读的时机，决定该事务后续快照读的结果
delete同样如此

【RR 与 RC的本质区别】

1、正是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；

2、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即Read View, 将当前系统活跃的其他事务记录起来；

3、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；

4、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；

5、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

6、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。

7、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。

读-读

不讨论

写-写

现阶段，直接理解成都是当前读，当前不做深究

推荐阅读

关于这块，有很好的文章，推荐大家阅读

https://blog.csdn.net/SnailMann/article/details/94724197

https://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/archive/2018/05/08/9010872.html

https://blog.csdn.net/chenghan_yang/article/details/97630626

完------

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我是云边有个稻草人

期待与你的下一次相遇！