事务对隔离性的原理理解-编程知识

脏读：两个事务并行，A事务做的一切，B事务就可以立刻知道。
不可重复读：一个事务受到另一个事务的影响导致连续的select不统一，RU、RC都会导致。
幻读：一般的数据库在可重复读情况的时候，无法屏蔽其他事务insert的数据(为什么？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)。

让我们对隔离性做深入理解

我们知道隔离性分为：

RU读未提交：会发生脏读，不可重复读，幻读，无需读锁。
RC读已提交:不会发生脏读，但是不可重复读，幻读，无需读锁。
RR可重复读：不会发生脏读、幻读，不可重复读，无需读锁。
SE可串行化：不会发生脏读、幻读，不可重复读，但是需读锁。
模仿MVCC操作了解RR于RC的意义

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

一、三个隐藏字段

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）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 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

我们看似一个表只有这两列数据，实际是

有3列隐藏列

我们假设创建该记录的事务ID为9，隐式主键，我们就默认设置成1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。

二、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。

三、Read View

每一个事物一般来说都拥有一个Read View结构体这个结构体是我们读写不同表的关键结构体，等等细讲。

开始理解

先介绍undo工作原理，我们可以理解这是一块缓冲区，临时存放数据的地方，每次执行写操作后的对应动作，在写前会先留存前数据，后再对表行写入新数据。

假设现在来了个事务10修改了该行数据，需将id=1改为id=2：先将当前的数据行保存一份放入undo，然后再改变id值，并且改变隐藏列的DB_TR_ID改为当前事务:9->10，DB_ROLL_RLP：null->0x1111(刚拷贝在undo中的地址)。

类似写时拷贝机制。

然后事务10commit提交信息，释放该行锁。

假设又来了个事务11修改了该行数据：需将name='张三'->'zhangshan'，再次先保存当前行数据到undo，然后才改变name值，并且改变隐藏列的DB_TR_ID改为当前事务：10-11，DB_ROLL_RLP

:0x1111->0x1222((刚拷贝在undo中的地址));

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。一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照

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。

在select读取数据时候分为读新数据与undo中的旧版本数据

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。

总而言之，对最新的版本增删查改操作我们称之为当前读，而查select也能当前读，但是在RC,RR下一般都是快照。

再介绍Read View的

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)

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

当一个事务启动时，并不会直接获得readview，而是在第一次对行快照读的时候才会获得readview。

readview并不是一行版本串一个readview，而是整个事务用一个readview，readvice完成读取。

左手版本串，右手readview我们就可以存在读写无锁并发分访问的原理

重新对该表修改数据

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; // 并行运行的事务id有：1,3
up_limit_id; // 快照截取的m_ids最小id为：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 // 该readview所属事务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执行快照读生成readview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(m_ids) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

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。
//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

能则返回，不能则回滚，继续判断是否能看到。

当前读和快照读在RR，RC级别下

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，

RR 与 RC的本质区别--readview，每次快照读是否更新

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。