理解隔离性

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（此情况为主要，所以我们就讨论这个）

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

读-写

MVCC

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

undolog本质：是在事物没有提交（commit）之前使用的

回滚的本质：就是拿着undolog历史数据中的版本链中的数据去覆盖现在的数据（注意图的话，实际上是那么做的，现在这么说其实是好理解）（uodolog里面有两种日志，一个是insert日志一个是update日志）

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：

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 。

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？）
• 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。  

PS： 

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。（insert的数据也会放进去，但是里面是相反的即delete，所以回滚的话就删除掉了）

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。

PS：视图数据也是内存级的，但是改（增加/删除/更改）视图的数据也会改变原始表的数据，反之一样。（原始的表我们称为 基表）

下面是 ReadView 结构 , 但为了减少负担，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( 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！

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。

整体流程

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 ，数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图

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。

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。

// 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。

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。

-- 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)

-- 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)

测试用例1-表1：

事务 A 操作	事务 A 描 述	事务 B 描述	事务 B 操作
begin	开启事务	开启事务	begin
select * from user	快照读 ( 无影响 ) 查询	快照读查询	select * from user
update user set age=18 where id=1 ;	更新 age=18
commit	提交事务
		select 快照读 , 没有读到 age=18	select * from user
		select lock in share mode 当前读 , 读到 age=18	select * from user lock in share mode

测试用例2-表2：

事务 A 操作	事务 A 描 述	事务 B 描述	事务 B 操作
begin	开启事务	开启事务	begin
select * from user	快照读， 查到 age=18
update user set age=28 where id=1 ;	更新 age=28
commit	提交事务
		select 快照读 age=28	select * from user
		select lock in share mode 当前读 age=28	select * from user lock in share mode

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。

RR 与 RC的本质区别（RR可重复读RC读提交）

• 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。

• 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。