13 隔离性

数据库并发的场景

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，可能存在更新丢失，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

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，读操作只读事务开始以前的数据库的快照。所以MVCC可以为数据库解决以下问题

并发读写时，可以做到读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高并发读写的性能
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需要理解三个前提：

3个记录隐藏字段
undo日志
Read View

3个记录隐藏字段

DB_TRX_ID：6byte,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：7byte，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，这些数据一般在undo log中）
DB_ROW_ID：6byte，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：

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;

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，隐藏主键，就默认设置成null，1.第一条记录也没有其他的版本，设置回滚指针为null

undo日志

mysql将来以服务进程的方式，在内存中运行。之前所说的所有机制：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。在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中

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（原理是写时拷贝）
所以现在mysql有两行同样的记录。修改原纪录中的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，默认从10开始，之后递增。而原始记录的回滚指针DB_ROLLPTR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

在这里插入图片描述

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
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DB_TRX_ID 为当前ID。而原始记录的回滚指针事务11的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。

在这里插入图片描述

这样，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，可以称之为一个个的快照

##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?

那么，如何保证，不同的事务看到不同的内容呢？也就是如何实现隔离级别？

1.每个事务都有自己的事务id，可以根据事务id的大小决定事务到来的先后顺序
2.mysqld可能面临处理多个事物的情况，事务有自己的生命周期，要对多个事务管理，事务的结构

Read View

Read View就是事务进行快照读操作的时候生成的读视图（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。即当我们某个事物执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View读视图，把它必做条件，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,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;           
up_limit_id;     
low_limit_id;    
//一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
 //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)
 //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，是能够读取到每个版本对应的事务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

在这里插入图片描述

对应源码策略：
在这里插入图片描述
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是当进行select时，自动形成

整体流程

假设当前有条记录：
在这里插入图片描述
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，数据库就为该行数据生成一个Read View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

此时的版本链是：
在这里插入图片描述
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)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;     
low_limit_id;    
// 1
 // 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

RR和RC的本质区别

当前读和快照读在RR级别下的区别

测试下面的代码

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;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

–重启终端
mysql> select @@tx_isolation;

–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’);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)