MySQL - 一致性读 vs 一致性写(当前读)vs 行锁
总结
一致性读
使用“可见性规则”:https://www.processon.com/mindmap/655307fe6a2ff722ead8d9e4
一致性写(当前读)
更新数据都是先读后写的,而这个读,只能读当前的值,称为“当前读”(current read)
行锁 (两阶段锁协议)
一、问题描述——RR隔离下 —— 假设C事务是立即提交的
建表语句
mysql> CREATE TABLE `t` ( `id` int(11) NOT NULL, `k` int(11) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB; insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);
我们的例子中如果没有特别说明,都是默认 autocommit=1。
这里有个假设:事务 C 没有显式地使用 begin/commit,表示这个 update 语句本身就是一个事务,语句完成的时候会自动提交。
请问:事务A和事务B查到的k值是什么?
答案:事务 B 查到的 k 的值是 3,而事务 A 查到的 k 的值是 1
二、一致性读 —— 为何事务A读到1
这里,我们不妨做如下假设:
- 事务 A 开始前,系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99;
- 事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102,且当前系统里只有这四个事务;
- 三个事务开始前,(1,1)这一行数据的 row trx_id 是 90。
这样,事务 A 的视图数组就是[99,100], 事务 B 的视图数组是[99,100,101], 事务 C 的视图数组是[99,100,101,102]
为了简化分析,我先把其他干扰语句去掉,只画出跟事务 A 查询逻辑有关的操作:
三、一致性写 —— 为何事务B读到3
细心的同学可能有疑问了:事务 B 的 update 语句,如果按照一致性读,好像结果不对哦?
你看图 5 中,事务 B 的视图数组是先生成的,之后事务 C 才提交,不是应该看不见 (1,2) 吗,怎么能算出 (1,3) 来?
是的,如果事务 B 在更新之前查询一次数据,这个查询返回的 k 的值确实是 1。
但是,当它要去更新数据的时候,就不能再在历史版本上更新了,否则事务 C 的更新就丢失了。因此,事务 B 此时的 set k=k+1 是在(1,2)的基础上进行的操作。
所以,这里就用到了这样一条规则:
更新数据都是先读后写的,而这个读,只能读当前的值,称为“当前读”(current read)。
四、问题衍进 —— RR隔离下——假设事务C不是马上提交的,涉及行锁
再往前一步,假设事务 C 不是马上提交的,而是变成了下面的事务 C’,会怎么样呢?
事务 C’的不同是,更新后并没有马上提交,在它提交前,事务 B 的更新语句先发起了。前面说过了,虽然事务 C’还没提交,但是 (1,2) 这个版本也已经生成了,并且是当前的最新版本。那么,事务 B 的更新语句会怎么处理呢?
这时候,我们在上一篇文章中提到的“两阶段锁协议”就要上场了。事务 C’没提交,也就是说 (1,2) 这个版本上的写锁还没释放。而事务 B 是当前读,必须要读最新版本,而且必须加锁,因此就被锁住了,必须等到事务 C’释放这个锁,才能继续它的当前读。
到这里,我们把一致性读、一致性写(当前读)和行锁就串起来了。
五、问题衍进 —— RC隔离下——假设C事务是立即提交的
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