[MySQL][深入理解隔离性][下][Read View]详细讲解

news2024/11/24 2:11:35

1.Read View

1.是什么？

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
- 注意：Read View是事务可见性的一个类，不是事务创建出来的，就会有Read View，而是当这个事务(已经存在)，首次进行快照读的时候，MYSQL形成Read View

下面是 ReadView 结构，但为了减少同学们负担，我们简化一下

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...
};

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
creator_trx_id // 创建该ReadView的事务ID

2.理解

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，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？
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，才可以看到
- 下面的 readview 是当你进行select的时候，会自动形成

3.整体流程

假设当前有条记录：

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
事务操作：

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

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，数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图

// 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：
只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务

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

// 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

1.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

测试表

--设置RR模式下测试
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;

--重启终端
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+

--依旧用之前的表
create table if not exists account(
    id int primary key,
    name varchar(50) not null default '',
    blance decimal(10,2) not null default 0.0
)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;

--插入一条记录，用来测试
mysql> insert into user (id, age, name) values (1, 15,'黄蓉');

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快照读的地方
  - 即某个事务中首次出现快照读，决定该事务后续快照读结果的能力
- delete同样如此

2.RR与RC的本质区别

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
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
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
- 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
总结：
- 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