MySQL事务隔离-下
本文内容是整理极客时间的mysql课程。
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事务的隔离级别，如果是可重复读的隔离界别，事务T启动的时候会创建一个视图read-view，之后事务T执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务T看到的数据和在启动的时候看到的一样。
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如果这个数据表中有行锁，一个事务A要更新一行，但是这行数据的行锁被另外一个事务B占有了，事务A就被锁住了，进入等待状态。那么等待事务A拿到行锁进行数据更新的时候，它读到的值是什么？事务B查到的K值是3，事务A查到的k值是1。
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为理解上述问题，举一个下面的例子，下面是一个只有两行的表的初始化语句。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);
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事务启动命令bfging/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到他们之后的第一个操作InnoDB表的语句，事务才真正启动。start transaction with snapshot 这个命令是马上启动一个事务，也就是马上建立一个快照。如果事务没有显式的使用begin/commit，表示这个update语句本身就是一个事务，语句完成的时候自动提交。
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MySQL里的两个“视图”的概念
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1、view，他是一个用查询语句定义的虚拟表，调用的时候用查询语句生成的。创建视图的语法是create view... ，而它的查询方法与表一样。
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2、InnoDB在实现MVCC时用到的一致性视图，即 consistent read view，用于支持RC（read committed，读提交）和RR（repeatable read，可重复读）隔离级别的实现。它没有物理结构，用于事务执行期间定义“我能看到什么”
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“快照”在MVCC里是怎么工作的？
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在可重复读的隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”，注意，这个快照是基于整个库的。
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“快照”的实现InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫做transaction id。它是事务在开始的时候向InnoDB的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。
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一个记录被多个事务连续更新后的状态。
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undo log（回滚日志），语句更新生成的undo log日志，图2中的三个虚线箭头，就是undo log。v1，v2，v3并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的。
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一个事务启动后，其他事务操作的数据哪些是他能看见的，哪些是他看不见的？
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理解这个之前，先要知道“视图数组”InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正”在活跃“的所有事务ID，"活跃"指的是，启动了但是还没有提交。数组里存的是事务的ID，里面事务ID的最小值标记为低水位，里面事务ID的最大值+1标记为高水位。视图一致性的问题就靠这个“视图数组“解决了
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视图数组把所有row trx_id 分成了几种不同的情况，（row trx_id 是某行数据的版本号，由transaction id 赋值产生）
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对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的row trx_id，有以下几种可能：1、如果落在绿色部分，数据是可见的，表示这个版本是在当前事务启动之前提交的，或者是当前事务自己生成的。2、如果落在红色部分，数据不可见的，表示这个版本是将来启动的事务生成的。3、如果落在黄色部分，那就是包括两种情况。a、诺row trx_id在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；b、诺row trx_id不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见；
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事务A查询数据逻辑图
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事务A查询语句的读书节流程是：1、找到（1，3）的时候，判断出row trx_id =101，比高水位大，处于红色区域，不可见；2、接着，找到上一个历史版本，一看row trx_id =102，比高水位大，处于红色区域不可见，3、再往前找，找到（1，1），他的row trx_id= 90，比低水位小，处于绿色区域，可见。
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对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况：1、版本未提交，不可见；2、版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；3、版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见
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更新逻辑
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事务B更新逻辑图
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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）。
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除了update语句以外，select语句如果加锁，也是当前读。如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下，加上 lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的 k 的值是 3。下面这两个 select 语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）。
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假设事务C不是马上提交而是，变成如下图所示的事务C'，会怎样？
事务B启动后，事务C'启动，并更新了k的值，在事务C'还没有提交的时候（事务C'没提交，也就是（1，2）这个版本的写锁没有释放），而事务B要更新k的值，首先事务B要读取到最新版本（因为事务B是update的），而且要加锁，这是就被锁住了，必须等事务C’释放这个锁，才能继续它当前读。 -
事务B更新逻辑图
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可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。
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读提交和可重复读的逻辑类似，主要区别是：1、在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后的事务里的其他查询都共用这个一致性视图；2、在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新计算出一个新的视图。
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在读提交隔离级别下，事务A和事务B的查询语句查到的k，分别应该是多少？注意：”start transaction with consistent snapshot;"的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照。所以在读提交隔离级别下，这个用法就没意义了。等效于普通的start transaction。
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读提交隔离级别下的事务状态图
这时，事务A的查询语句的视图数组是在执行这个语句的时候创建的，时序上（1，2）、（1，3）的生成时间都在创建这个视图数组的时刻之前。但是在这个时刻：1、（1，3）还没提交，属于情况1，不可见；2、（1，2）提交了，属于情况3，可见；所以事务A查询语句返回的是k=2；事务B查询的结果是k=3； -
小结
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InnoDB 的行数据有多个版本，每个数据版本有自己的 row trx_id，每个事务或者语句有自己的一致性视图。普通查询语句是一致性读，一致性读会根据 row trx_id 和一致性视图确定数据版本的可见性。
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对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据；
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对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据；
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因为表结构没有对应的行数据，也没有 row trx_id，因此只能遵循当前读的逻辑。
