11. 试学内容-如何理解隔离性2(原理)
试学内容-如何理解隔离性2(原理)
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
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。
- 每个事务都要有自已的事务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，在组织。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
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(把旧数据拷贝一份, 然后该指针指向这个旧数据, 然后修改即可, 类似于写时拷贝) 。
- 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 (形成一个B+树)
- 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(内存级的mysql删除数据不会真的删除, 只是设置该数据无效, 到刷盘的时候再区分flag即可)
假设测试表结构是： ( 我们看一看这三个隐藏列字段)
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： (还有隐藏的三个指针)
| 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。
事务10执行完毕后 :
| name | age | DB_TRX_ID(修改该记录的事务ID) | DB_ROW_ID(隐式主键) | DB_ROLL_PTR(回滚指针) |
| 李四 | 28 | 10 | 1 | 0x11223344(示意) |
undo log:
| 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 |
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。
事务11执行完毕后最新数据:
| name | age | DB_TRX_ID(修改该记录的事务ID) | DB_ROW_ID(隐式主键) | DB_ROLL_PTR(回滚指针) |
| 李四 | 38 | 11 | 1 | 0x11223366(示意) |
undo log:
| 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 |
| 李四 | 28 | 10 | 1 | 0x11223344(示意) |
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 (真实的回滚是记录相反操作支持回滚)，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 (更多支持的是 隔离性 )。
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; // 同时存在的事务id以及相关信息 /** 配合purge(线程)，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!
注意: 事务创建 和 read view 形成 会存在一定时间窗口, read view 形成是在该事务第一次快照读的时候形成的.
对应源码策略：
/**Check whether the changes by id are visible. @param[in] id transaction id to check against the view @return whether the view sees the modifications of id.*/ bool changes_visible(trx_id_t id, const table_name_t& name) const { ut_ad(id > 0); if (id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id) { return(true); } check_trx_id_sanity(id, name); if (id >= m_low_limit_id) { return(false); } else if (m_ids.empty()) { return(true); } const ids_t::value_type* p = m_ids.data(); return(!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id)); }
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:
| 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 |
| ... | ... | ... | 修改且已提交 |
| 进行中 | 快照读 | 进行中 | ... |
| ... | ... | ... | ... |
- 事务4：修改name(张三)变成name(李四)
- 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。
//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，不重讲。测试表:
对比试验: read view的形成时机 决定了 后续 快照读的能力.
--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, int age not null, name varchar(50) not null default '' )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 * from user | 快照读 ，没有读到age=18 | ||
| select * from user lock in share mode | 当前读 ，读到age=18 |
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 * from user | 快照读age=28 | ||
| select * from user lock in share mode | 当前读age=28 |
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
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。
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
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