备注：
基本上，了解了以上知识点，在MySQL事务使用上，肯定没有问题。
不过，MySQL在这块的设计很优秀，也是面试中可能存在的考点。
我们进行更详细，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。

提问：在RR级别的时候，多个事务的update，多个事务的insert,多个事务的delete，是否会有加锁现象？
现象结果是，update，insert，delete之间是会有加锁现象的，但是select和这些操作是不冲突的。
这就是通过读写锁(锁有行锁或者表锁)+MVCC完成隔离性。

试学内容-如何理解隔离性2

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)

读 - 写 (重中之重)

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：

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。

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。

在这里插入图片描述
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。
==当我们对某个事务执行快照读的时候，就会对该记录创建1个Read View读视图==
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?

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,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(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！
在这里插入图片描述
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。

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：
在这里插入图片描述

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。
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。
```sql
//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**
下面的代码经过测试，是完全没有问题的。
`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。此处只作为测试使用
测试表：
```sql
--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 |   更新 age=18     |             -         |         -         |
| where id=1;            |                  |            -          |         -         |
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|       commit           |      提交事务     |             -         |          -         |
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|           -            |        -         |    select 快照读 ,     | select * from user |
|           -            |        -         |    没有读到 age=18     |                    |
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|           -            |        -         | select lock in share  | select * from user |
|           -            |        -         | mode当前读 , 读到age=18 | lock in share mode|
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+

+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|      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 |   更新 age=28     |             -         |         -         |
| where id=1;            |                  |            -          |         -         |
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|       commit           |      提交事务     |             -         |          -         |
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|           -            |        -         |    select 快照读       | select * from user |
|           -            |        -         |       age=28          |                    |
+------------------------+------------------+-----------------------+--------------------+
|           -            |        -         | select lock in share  | select * from user |
|           -            |        -         | mode当前读 age=28      | 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
总结：(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
==Read View是事务可见性的一个类，不是事务创建出来，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==
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
==read view形成的时机的不同(也就是快照的时机不同)，会影响事务的可见性！==
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。
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

【MySQL】16. 事务管理( 重点 | 选学 ) -- 3

试学内容-如何理解隔离性2

数据库并发的场景有三种：

读 - 写 (重中之重)

一些思考

总结：(RR 与 RC的本质区别)

读-读

写-写

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