【MySQL】事务管理 -- 详解（下）

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八、如何理解隔离性（深度）

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）。

1、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。

• 每个事务都要有自己的事务 ID，可以根据事务 ID 的大小来决定事务到来的先后顺序。
• mysqld 可能会面临处理多个事务的情况，事务也有自己的生命周期，mysqld 要对多个事务进行管理，先描述，再组织。事务在我看来，mysqld 中一定是对应的一个或者一套结构体对象 / 类对象，事务也要有自己的结构体。

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

（1）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：

上面描述的意思是：

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 。

（2）undo 日志

MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。

之前所学的所有机制：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，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。

（3）模拟 MVCC

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 ) 。

• 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，表示我的上一个版本就是它。
• 事务 10 提交，释放锁。

（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。
• 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，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。  

上面的一个个版本，我们可以称之为一个个的 快照 。

【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：也就是可以理解成 update 和 delete 可以形成版本链， insert 暂时不考虑。

那么 select 呢？

select 不会对数据做任何修改，所以为 select 维护多版本没有意义。

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。
• 快照读：读取历史版本（一般而言），就叫做快照读。（这个后面重点讨论）

可以看到，在多个事务同时删改查时都是当前读，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。换而言之，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可以发现，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的 CURD 操作是会交织在一起的。那为了保证事务的 “ 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？

（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，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。

下面是简化过的 ReadView 结构：

class ReadView {
    // ...
 
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;
    
    // ...
};

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
 
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

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。（下图可解决该问题）

Read View 是事务可见性的一个类，不识事务创建出来就有的，而是当这个事务（已经存在）首次进行快照读时，MySQL 形成的。

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，直到符合条件就可以看到。上面的 readview 是当你进行 select 时会自动形成。

（5）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。

// 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 在快照读该行记录时会拿该行记录的 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
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

（6）RR 与 RC 的本质区别

a. 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 也同样如此

【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 和 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。
• 此后在调用快照读时，使用的还是同一个  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的。
• 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。

2、读-读

不讨论。

3、写-写

现阶段直接理解成都是当前读，这里不做深究。

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