【MySQL】事务

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1 🍑事务概念🍑

事务就是一组DML语句组成，这些语句在逻辑上存在相关性，这一组DML语句要么全部成功，要么全部失败，是一个整体。MySQL提供一种机制，保证我们达到这样的效果。事务还规定不同的客户端看到的数据是不相同的。

事务就是要做的或所做的事情，主要用于处理操作量大，复杂度高的数据。一个 MySQL 数据库，可不止你一个事务在运行，同一时刻，甚至有大量的请求被包装成事务，在向 MySQL 服务器发起事务处理请求。而每条事务至少一条 SQL ,这样如果大家都访问同样的表数据，在不加保护的情况，就绝对会出现问题。甚至，因为事务由多条 SQL 构成，那么，也会存在执行到一半出错或者不想再执行的情况，那么已经执行的怎么办呢？
所有，一个完整的事务，绝对不是简单的 sql 集合，还需要满足如下四个属性：

• 原子性：一个事务（transaction）中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被回滚（rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。
• 隔离性：数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务
  并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。事务隔离分为不同级别，包括读未提交（ read uncommitted ）、读提交（ read committed ）、可重复读（ repeatable read ）和串行化（ Serializable ）
• 持久性：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。
• 一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这表示写入的数据必须完全符合所有的预设规则，这包含资料的精确度、串联性以及后续数据库可以自发性地完成预定的工作。

上面四个属性，可以简称为 ACID 。

• 原子性（Atomicity，或称不可分割性）
• 一致性（Consistency）
• 隔离性（Isolation，又称独立性）
• 持久性（Durability）

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2 🍑为什么会出现事务?🍑

事务被 MySQL 编写者设计出来,本质是为了当应用程序访问数据库的时候,事务能够简化我们的编程模型,不需要我们去考虑各种各样的潜在错误和并发问题.可以想一下当我们使用事务时,要么提交,要么回滚,我们不会去考虑网络异常了,服务器宕机了,同时更改一个数据怎么办等问题。因此事务本质上是为了应用层服务的，而不是伴随着数据库系统天生就有的。
我们后面把 MySQL 中的一行信息，称为一行记录。

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3 🍑事务的版本支持🍑

在 MySQL 中只有使用了 InnoDB 数据库引擎的数据库或表才支持事务， MyISAM 不支持。
我们可以使用show engines \G查看数据库引擎.

mysql> show engines \G;
*************************** 1. row ***************************
      Engine: InnoDB
     Support: DEFAULT
     Comment: Supports transactions, row-level locking, and foreign keys
Transactions: YES
          XA: YES
  Savepoints: YES
*************************** 2. row ***************************
      Engine: MRG_MYISAM
     Support: YES
     Comment: Collection of identical MyISAM tables
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 3. row ***************************
      Engine: MEMORY
     Support: YES
     Comment: Hash based, stored in memory, useful for temporary tables
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 4. row ***************************
      Engine: BLACKHOLE
     Support: YES
     Comment: /dev/null storage engine (anything you write to it disappears)
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 5. row ***************************
      Engine: MyISAM
     Support: YES
     Comment: MyISAM storage engine
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 6. row ***************************
      Engine: CSV
     Support: YES
     Comment: CSV storage engine
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 7. row ***************************
      Engine: ARCHIVE
     Support: YES
     Comment: Archive storage engine
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 8. row ***************************
      Engine: PERFORMANCE_SCHEMA
     Support: YES
     Comment: Performance Schema
Transactions: NO
          XA: NO
  Savepoints: NO
*************************** 9. row ***************************
      Engine: FEDERATED
     Support: NO
     Comment: Federated MySQL storage engine
Transactions: NULL
          XA: NULL
  Savepoints: NULL
9 rows in set (0.00 sec)

ERROR: 
No query specified

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4 🍑事务提交方式🍑

事务的提交方式常见的有两种：

• 自动提交
• 手动提交

查看事务提交方式:

show variables like 'autocommit';

用 set 来改变 MySQL 的自动提交模式:

• set autocommit=0 禁止自动提交;
• set autocommit=1 开启自动提交。

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5 🍑事务常见操作方式🍑

5.1 🍎测试准备🍎

为了便于演示，我们将mysql的默认隔离级别设置成读未提交(后面我们会具体的讲解操作方式)。

set global transaction isolation level read uncommitted;

此时需要重启终端，进行查看：

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

创建一张测试表：

create table 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;

5.2 🍎正常演示 🍎

首先我们要了解开始一个事务用的是start transaction,也可以用begin;创建一个保存点用的是savepoint save(创建一个保存点save);事务回滚用的是rollback to save(表示回滚到save),如果直接使用 rollback便回滚到最开始；提交用的是commit。

在验证时我们再开一个终端来方便操作，在终端1中：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> savepoint s1;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (1, '张三', 100);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> savepoint s2;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (2, '李四', 10000);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

此时我们在终端2下查看：

我们发现是能够看见插入的数据的。
我们再让其回滚到s2:

mysql> rollback to s2;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

在终端2：

使用rollback回滚到最开始：

mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

在终端2：

我们可以发现刚刚的记录没有了。

5.3 🍎非正常演示🍎

5.3.1 🍋非正常演示1🍋

证明未commit，客户端崩溃，MySQL自动会回滚（隔离级别设置为读未提交）

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (1, '张三', 100);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

在终端2：

此时我们使用ctrl + \ 异常终止终端1。

在终端2查看数据：

发现什么也没有了。说明当事务异常终止时会自动回滚到最初的时候。

5.3.2 🍋非正常演示2🍋

证明commit了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化

mysql> select * from account;
Empty set (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (1, '张三', 100);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

此时终端1先commit，然后再异常终止：

在终端2查看数据：
我们发现数据已经被持久化了。

5.3.3 🍋非正常演示3🍋

证明begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响

首先我们先关闭掉自动提交：

mysql> select * from account;
Empty set (0.00 sec)

mysql>  show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit    | ON    |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

然后终端开启事务并插入数据：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (2, '李四', 10);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (1, '王五', 20);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

commit后再异常终止：

在终端2查看数据：

发现数据已经被持久化成功了。

5.3.4 🍋非正常演示4🍋

证明单条 SQL 与事务的关系

关闭默认提交：

mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   |  10.00 |
+----+--------+--------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit    | ON    |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into account values (3, '赵六', 30);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

在异常终止前查看终端2：

此时我们终止终端1：

在异常终止后查看终端2：

数据已经持久化成功。

打开默认提交：

mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   |  10.00 |
+----+--------+--------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit    | ON    |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into account values (3, '赵六', 30);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> Aborted

在终端2下观察：

数据已经持久化成功。

5.4 🍎结论🍎

• 只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关。
• 事务可以手动回滚，同时，当操作异常，MySQL会自动回滚。
• 对于 InnoDB 每一条 SQL 语言都默认封装成事务，自动提交。（select有特殊情况，因为MySQL 有 MVCC )

从上面的例子，我们能看到事务本身的原子性(回滚)，持久性(commit)。

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6 🍑事务隔离级别🍑

6.1 🍎隔离性的基本理解🍎

MySQL服务可能会同时被多个客户端进程(线程)访问，访问的方式以事务方式进行。一个事务可能由多条SQL构成，也就意味着，任何一个事务，都有执行前，执行中，执行后的阶段。而所谓的原子性，其实就是让用户层，要么看到执行前，要么看到执行后。执行中出现问题，可以随时回滚。所以单个事务，对用户表现出来的特性，就是原子性。

但是，毕竟所有事务都要有个执行过程，那么在多个事务各自执行多个SQL的时候，就还是有可能会出现互相影响的情况。比如：多个事务同时访问同一张表，甚至同一行数据。数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰，就有了一个重要特征：隔离性。数据库中，允许事务受不同程度的干扰，就有了一种重要特征：隔离级别。

6.2 🍎隔离级别🍎

• 读未提交【Read Uncommitted】： 在该隔离级别，所有的事务都可以看到其他事务没有提交的执行结果。（实际生产中不可能使用这种隔离级别的）相当于没有任何隔离性，也会有很多并发问题，如脏读，幻读，不可重复读等，我们上面为了做实验方便，用的就是这个隔离性。
• 读提交【Read Committed】 ：该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的简单定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别会引起不可重复读，即一个事务执行时，如果多次 select， 可能得到不同的结果。
• 可重复读【Repeatable Read】： 这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务，在执行中，多次读取操作数据时，会看到同样的数据行。但是会有幻读问题。
• 串行化【Serializable】: 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决了幻读的问题。它在每个读的数据行上面加上共享锁。但是可能会导致超时和锁竞争这种隔离级别太极端，实际生产基本不使用）

隔离级别如何实现：隔离基本都是通过锁实现的，不同的隔离级别，锁的使用是不同的。
常见有:表锁，行锁，读锁，写锁，间隙锁(GAP),Next-Key锁(GAP+行锁)等。

6.2.1 🍋查看与设置隔离性🍋

查看全局隔级别:

select @@global.tx_isolation;

mysql> select @@global.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| READ-UNCOMMITTED      |
+-----------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

上面我们查看全局隔级别为READ-UNCOMMITTED 是因为我们之前在测试时手动修改了的。

查看当前会话隔级别：

select @@session.tx_isolation;

或者：

select @@tx_isolation;

设置当前会话 or 全局隔离级别语法:

set [session | global] transaction isolation level 
[ read uncommitted  | read committedR
 | repeatable read | serializable ]

比如我们现在将全局隔离级别设置为repeatable read

mysql> set global transaction isolation level repeatable read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

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

同时我们要注意设置全局隔离属性，当另外起一个会话的时候也会受到影响，因为每当建立一个新会话时初始化隔离级别就是用的是全局隔离级别；而设置当前会话的隔离级别只会影响当前会话。

6.3 🍎验证隔离级别的影响🍎

6.3.1 🍋读未提交🍋

首先我们设置隔离级别为读未提交(read uncommitted),然后重启两个终端：

set global transaction isolation level read uncommitted;

终端2先查看表中数据：

终端1开启事务：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update account set blance=100 where id=1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

此时我们没有commit,我们在终端2下观察：

在一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新(或其他操作)但是没有commit的数据，这种现象叫做脏读(dirty read)。

6.3.2 🍋读提交🍋

set global transaction isolation level read committed;

在终端2查看当前数据：

mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   |  10.00 |
|  3 | 赵六   |  30.00 |
+----+--------+--------+
3 rows in set (0.00 sec)

开启终端1的事务，并同步开启终端2的事务：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update account set blance=200 where id=2;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   | 200.00 |
|  3 | 赵六   |  30.00 |
+----+--------+--------+
3 rows in set (0.00 sec)

我们在终端2查看：

不难发现此时blance并没有改变，也就是解决了脏读的问题。
当终端1commit后，在终端2下观察(终端2没有commit):

此时数据才被修改并且已经持久化保存了。

但是，此时还在当前事务中(另外一个终端还没有结束事务)，并未commit，那么就造成了，同一个事务内，同样的读取，在不同的时间段(依旧还在事务操作中！)，读取到了不同的值，这种现象叫做不可重复读(non reapeatable read)

6.3.3 🍋可重复读🍋

set global transaction isolation level repeatable read;

查看当前数据：

mysql> select* from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   |  10.00 |
|  3 | 赵六   |  30.00 |
+----+--------+--------+
3 rows in set (0.00 sec)

终端1开启事务并更新数据，终端2也同步开启事务：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update account set blance=100 where id=2;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> select* from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   | 100.00 |
|  3 | 赵六   |  30.00 |
+----+--------+--------+
3 rows in set (0.00 sec)

此时我们在终端2下观察：

发现数据没有更新，当终端1commit后：
再观察终端2：

数据仍然没有更新，当终端2commit后：

此时数据才被更新。
在终端2中，事务未commit时进行查找，看到的结果都是一致的，这叫做可重复读！
其实不仅是update,insert和delete也是同理，都符合可重复读的特点。

但是，一般的数据库(非MySQL) 在可重复读情况的时候，无法屏蔽其他事务insert的数据,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)。幻读也是不可重复读的一种(只针对insert）。很明显，MySQL在RR级别的时候，是解决了幻读问题。解决的方式是用Next-Key锁(GAP+行锁).

6.3.4 🍋串行化🍋

set global transaction isolation level serializable;

查看数据:

mysql> select* from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   |  20.00 |
|  2 | 李四   |  10.00 |
|  3 | 赵六   |  30.00 |
+----+--------+--------+
3 rows in set (0.00 sec)

终端1开启事务，并修改数据，终端2也同步开始事务：

我们会发现终端1卡在了这里，当过了一段时间后：

会触发超时机制，进行终端事务。
我们重新在终端1上开始事务，并且在终端1修改数据后，手动commit终端2的事务：

此时终端1才插入成功。
但是此时只有将终端1事务commit后终端2才能够查询得到修改后的数据。

串行化顾名思义，就是除了查询外的操作每一次只能有一个事务在进行操作，当有多个事务都在进行操作时就会卡住，直到只有一个事务在进行操作。
但是要注意，多个事务在读取时是不会串行化的。

6.3.5 🍋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。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读	加锁读
读未提交	✅	✅	✅	不加锁
读提交	❌	✅	✅	不加锁
可重复读	❌	❌	❌	不加锁
串行化	❌	❌	❌	加锁

其中✅表示会发生，❌表示不会发生。

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。

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7 🍑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，接下来我们便一个一个学习。

7.1 🍎3个记录隐藏字段🍎

• 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

所以当我们默认创建好一张表之后，在MySQL底层其实也是帮助维护了上面的隐藏信息，这也就很好的解释了为什么当我们创建表的时候没有加上主键时会有默认主键。

7.2 🍎undo 日志🍎

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，我们可以将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。

7.3 🍎模拟 MVCC🍎

假设现在有一个事务10，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)。因为要修改，所以要先给该记录加行锁。
修改前，先将该行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。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，即表示上一个版本就是它。当事务10提交，释放行锁，并且undo log中数据也会被清理。

同理，当我们又要修改其他数据时也是采用上面的方式；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。

删除与修改也是差不多的，都会形成一个一个的版本链，此时还有一个问题：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，如：select lock in share mode(共享锁), select for update；
• 快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读；

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，效率就会比较低；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，提高了效率。

隔离级别决定了select是当前读，还是快照读。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。

但是现在问题又来了：那么如何保证让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？
这就引出了我们下面要介绍的Read View

7.4 🍎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(注意并不是开始事务就会创建)，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。

下面是简化版本 ReadView 结构:

class ReadView 
{
// 省略...
private:
//高水位，大于等于这个ID的事务均不可见
//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
trx_id_t m_low_limit_id

//低水位：小于这个ID的事务均可见 
//记录m_ids列表中事务ID最小的ID
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...
};

类中成员变量在注释中都有详细的介绍。

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

另外要注意一点，快照后的事务ID并不一定是连续的，因为事务执行时间有可能是不一样的。

我们可以使用上面的图来清楚的表示：

• 若当前事务ID若小于低水位(up_limit_id)，则表示这是历史上已经提交过的事务，就应该被看到；
• 若当前事务ID若大于等于高水位(low_limit_id),则说明是快照后新来的事务，就不应该被看到；
• 若当前事务ID处于活跃事务ID列表，就不应该被看到；

那么如何证明呢？我们可以看看源码：

7.5 🍎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：

事务1 [id=1]	事务2 [id=2]	事务3 [id=3]	事务4 [id=4]
事务开始	事务开始	事务开始	事务开始
…	…	…	修改且提交
进行中	快照读	进行中
…	…	…	…

1. 事务4修改name(张三) 变成name(李四)；
2. 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：

3. 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。
此时DB_TRX_ID=4，DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1）不成立，进行下一步；DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5)仍然不成立，进行下一步；m_ids.contains(DB_TRX_ID)不包含，说明事务4不在当前的活跃事务中。综上事务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。

8 🍑RR 与 RC的本质区别🍑

先来做一个小实验，还是使用之前的account表，设置隔离级别：

set global transaction isolation level REPEATABLE READ;

8.1 🍎测试1🍎

表中原先数据：

mysql> select* from account;
+----+--------+--------+
| id | name   | blance |
+----+--------+--------+
|  1 | 王五   | 200.00 |
|  2 | 李四   |  10.00 |
|  3 | 赵六   |  30.00 |
+----+--------+--------+
3 rows in set (0.00 sec)

开启两个终端，都开启事务，然后让事务1和事务2都进行快照读查询，然后事务1再修改数据；
事务1：
事务2：

此时我们commit掉事务1，然后在事务2上快照读：

符合预期，因为我们并没有提交事务2，所以并不能看见事务1刚修改的数据，那假如我们就想看见事务1修改后了的数据呢？可以使用在查询语句后面加上lock in share mode：

8.2 🍎测试2🍎

该测试其他部分与测试1一致，但是有一个部分不同，那就是事务1commit前事务2不要进行快照读。

我们发现居然事务2没有commit，但是事务2居然也读到了最新修改的数据，这是为什么呢？
其实很简单，通过前面讲解MVCC原理是我们说过，只有进行快照读的时候才会生成Read View 读视图，而一旦生成了后就不会改变，在测试1中我们在事务1commit前事务2就已经进行了快照读生成了读视图，所以读试图中的数据已经是未修改前的数据，自然就不会读到最新的数据；而测试2事务2只在事务1commit后进行快照读，所以此时生成的读试图是最新的，自然就能够看到最新修改的数据了。

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级别下某个事务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。