MySQL事务管理 MVCC，隔离性详解(重点)
目录
- 事务管理
-
- 事务背景
- 什么是事务？
- 事务的四个属性
- 为什么会出现事务?
- MySQL支持事务的版本
- 事务提交方式
- 事务常见操作方式演示(体现原子性和持久性)
-
- 操作注意事项
- 结论
- 事务隔离性
-
- 查看与设置隔离性
- 各种隔离性演示
-
- 读未提交【Read Uncommitted】
-
- 脏读
- 读提交【Read Committed】
-
- 不可重复读
- 可重复读【Repeatable Read】
-
- 幻读
- 串行化【serializable】
- MySQL下各种隔离级别可能存在的问题
- 隔离性总结
- 事务一致性
- 深入理解隔离性（MVCC）
-
- 数据库并发的三种场景
- 读-写
- MVCC重要前提知识
-
- 3个记录隐藏列字段
-
- 模拟MVCC
- undo log 回滚日志
- Read View读视图
- MVCC原理
- 规则解析
-
- 模拟整体流程
- RR 与 RC的本质区别
- 总结
事务管理
事务背景
我们在学习linux多线程编程的时候，会涉及到互斥量mutex的问题。为了保证多个执行流之间并发的时候不会出现一些并发错误。
MySQL同样存在这样的问题，会有多个用户同事对某个记录进行操作:
CURD满足什么属性，能解决上述问题？
- 买票的过程得是原子的
- 买票互相应该不能影响
- 买完票应该要永久有效
- 买前，和买后 都要是确定的状态
什么是事务？
事务就是一组DML语句组成，这些语句在逻辑上存在相关性，这一组DML语句要么全部成功，要么全部失败，是一 个整体。
MySQL提供一种机制，保证我们达到这样的效果。事务还规定不同的客户端看到的数据是不相同的。
事务的四个属性
- 问题: 因为事务由多条 SQL 构成，那么，也会存在执行到一半出错或者不想再执行的情况，那么已经执行的sql语句的怎么办呢？
所以，一个完整的事务，绝对不是简单的 sql 集合，还需要满足如下四个属性:
原子性
- 一个事务（transaction）中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过 一样。
一致性
- 在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这表示写入的资料必须完全符合所有的预设规则，这包含资料的精确度、串联性以及后续数据库可以自发性地完成预定的工作。
隔离性
- 数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。
- 事务隔离分为不同级别，包括读未提交（ Read uncommitted ）、读提交 （ read committed ）、可重复读（ repeatable read ）和串行化（ Serializable ）
持久性
- 事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。
为什么会出现事务?
- 因此事务本质上是为了应用层服务的.而不是伴随着数据库系统天生就有 的.
- 事务被 MySQL 编写者设计出来,本质是为了当应用程序访问数据库的时候,事务能够简化我们的编程模型,不需要我们去考虑各种各样的潜在错误和并发问题; （比如上面介绍的并发抢票可能出错的情况）
MySQL支持事务的版本
- 在 MySQL 中只有使用了 Innodb 数据库引擎的数据库或表才支持事务， MyISAM 不支持。
查看数据库引擎（只看Innodb和MyISAM）：
mysql> show engines; -- 表格显示
mysql> show engines \G -- 行显示
*************************** 1. row ***************************
Engine: InnoDB -- 引擎名称
Support: DEFAULT -- 默认引擎
Comment: Supports transactions, row-level locking, and foreign keys -- 描述
Transactions: YES -- 支持事务
XA: YES
Savepoints: YES -- 支持事务保存点
*************************** 2. row ***************************
Engine: MRG_MYISAM
Support: YES
Comment: Collection of identical MyISAM tables
Transactions: NO
XA: NO
Savepoints: NO
事务提交方式
- 事务的提交方式常见的有两种：1. 自动提交 2. 手动提交;
MySQL查看事务提交方式:
mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON | -- 默认为自动提交
+---------------+-------+
1 row in set (0.41 sec)
用 SET 来改变 MySQL 的自动提交模式:
mysql> SET AUTOCOMMIT=1; #SET AUTOCOMMIT=1 开启自动提交
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.01 sec)
mysql> SET AUTOCOMMIT=0; #SET AUTOCOMMIT=0 禁止自动提交
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | OFF |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
事务常见操作方式演示(体现原子性和持久性)
- 为了便于演示，我们将mysql的默认隔离级别设置成读未提交。
## 具体操作我们后面专门会讲，现在已使用为主;
set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
##需要重启终端，进行查看
mysql> select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED | -- 读未提交
+------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
- 创建测试表
create table if not exists account(
id int primary key,
name varchar(50) not null default '',
blance decimal(10,2) not null default 0.0
)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;
- 正常演示 - 证明事务的开始与回滚;
show variables like 'autocommit'; -- 查看事务是否自动提交。我们故意设置成自动提交，看看该选项是否影响begin
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> start transaction; -- 开始一个事务begin也可以，推荐begin
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
savepoint save1; -- 创建一个保存点save1
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
> insert into account values (1, '张三', 100); -- 插入一条记录
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
mysql> savepoint save2; -- 创建一个保存点save2
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
mysql> insert into account values (2, '李四', 10000); -- 再插入一条记录
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
select * from account; -- 查看 --> 两条记录都在了
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
mysql> rollback to save2; -- 回滚 -->到保存点save2
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)
mysql> select * from account; -- 一条记录没有了
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> rollback; -- 直接rollback，回滚到最开始
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 所有刚刚的记录没有了
Empty set (0.00 sec)
-
非正常演示1(两个终端) - 证明未commit，客户端崩溃，MySQL自动会回滚（隔离级别设置为读未提交）
（同时证明begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响）
-- 终端A
mysql> select * from account; -- 当前表内无数据
Empty set (0.00 sec)
mysql> show variables like 'autocommit'; -- 依旧自动提交
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> begin; -- 开启事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert into account values (1, '张三', 100); -- 插入记录
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 数据已经存在，但没有commit，此时同时查看终端B
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> Aborted -- ctrl + \ 异常终止MySQL
-- 终端B
mysql> select * from account; -- 终端A崩溃前select,能看到数据 (隔离级-->读未提交下)
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 终端A崩溃后select-->数据自动回滚了！ 并没有按照mtsql的自动提交方式提交
Empty set (0.00 sec)
证明了begin事务以后，就算是show variables like ‘autocommit’;为自动提交，但是在事务没有主动commit的情况下，异常中断还是会回滚！
结论:只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关。
- 非正常演示2(两个终端) - 证明commit了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化
--终端 A
mysql> show variables like 'autocommit'; -- 依旧自动提交
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 当前表内无数据
Empty set (0.00 sec)
mysql> begin; -- 开启事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert into account values (1, '张三', 100); -- 插入记录
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> commit; --提交事务
Query OK, 0 rows affected (0.04 sec)
mysql> Aborted -- ctrl + \ 异常终止MySQL
--终端 B
mysql> select * from account; -- 中断A终止后select，看到数据存在了，所以commit的作用是将数据持久化到MySQL中
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
- 非正常演示3(两个终端) - 证明单条 SQL 与事务（自动提交方式）的关系
实验一，关闭自动提交
-- 终端A
mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0; -- 关闭自动提交
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert into account values (2, '李四', 10000); -- 插入记录
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> select *from account; -- 查看结果，已经插入。此时可以在查看终端B
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> ^DBye -- ctrl + \ or ctrl + d,终止终端
-- 终端B
mysql> select * from account; -- 终端A崩溃前,能看到插入的记录(隔离级-->读未提交下)
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 终端A崩溃后,回滚了！
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
实验二，设置自动提交
-- 终端A
mysql> show variables like 'autocommit'; -- 开启默认提交
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> insert into account values (2, '李四', 10000);
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
mysql> select *from account; -- 数据已经插入
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> ^DBye -- ctrl + \ or ctrl + d,终止终端
-- 终端B
mysql> select * from account; -- 终端A崩溃前(隔离级 读未提交下，能看到)
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 终端A崩溃后，并不影响 没有回滚，已经持久化。设置的autocommit起作用了！
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
操作注意事项
- 如果没有设置保存点，也可以回滚，只能回滚到事务的开始。直接使用 rollback(前提是事务还没有提交)
- 如果一个事务被提交了（commit），则不可以回退（rollback）
- 可以选择回退到哪个保存点
- InnoDB 支持事务， MyISAM 不支持事务
- 开始事务可以使 start transaction 或者 begin (推荐begin)
结论
- 只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关。
- 事务可以手动回滚，同时，当操作异常（进程挂掉），MySQL会自动回滚 ;
- 对于 InnoDB 每一条 SQL 语言都默认封装成事务，自动提交。（select有特殊情况，因为 MySQL 有 MVCC 最后介绍详细）
- 从上面的例子，我们能看到事务本身的原子性(回滚)，持久性(commit) ,下面我们介绍隔离性
事务隔离性
在上面一系列演示中，我们的事务隔离级别是处于**读未提交(READ-UNCOMMITTED)**下演示的; 那么还有其他几种隔离级别，是干嘛用的呢?
数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰（考虑效率因素），就有了一个重要特征：隔离性
数据库中，允许事务受不同程度的干扰（考虑效率因素），就有了一种重要特征：隔离级别
隔离级别
-
读未提交【Read Uncommitted】： 在该隔离级别，所有的事务都可以看到其他事务没有提交的执行结果。 （实际生产中不可能使用这种隔离级别的），但是相当于没有任何隔离性，也会有很多并发问题，如脏读，幻读，不可重复读等，我们上面为了做实验方便，用的就是这个隔离性.
-
简单来说，相当于没有任何隔离性，完全放开的感觉，所以会产生很多并发问题，一般不使用;
-
读提交【Read Committed】 ：该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满 足了隔离的简单定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别会引起不可重复读， 即一个事务执行时，如果多次 select， 可能得到不同的结果.
-
可重复读【Repeatable Read】： 这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务，在执行中，多次读取操作数据时，会看到同样的数据行。但是会有幻读问题(MySQL中利用row锁等措施解决了这个问题).
-
串行化【Serializable】: 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决了幻读的问题。它在每个读的数据行上面加上共享锁。但是可能会导致超时和锁竞争（这种隔离级别太极端， 实际生产基本不使用）;
-
简单来说，直接上锁实现最高隔离级别的共享，但是效率会很低下，所以一般不会使用;
隔离级别如何实现：
隔离，基本都是通过锁实现的，不同的隔离级别，锁的使用是不同的。常见有，表锁，行锁，读 锁，写锁，间隙锁(GAP),Next-Key锁(GAP+行锁)等。
不过，我们目前现有这个认识就行，先关注上层使用。
查看与设置隔离性
查看
mysql> SELECT @@global.tx_isolation; -- 查看全局隔级别
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> SELECT @@session.tx_isolation; -- 查看会话(当前)全局隔级别
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ |
+------------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> SELECT @@tx_isolation; -- 默认同上
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
设置
注意，如果没有现象，关闭mysql客户端，重新连接,设置才能生效!
-- 设置当前会话隔离性，另起一个会话，不受影响，只影响当前会话
mysql> set session transaction isolation level serializable; -- 串行化
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> SELECT @@global.tx_isolation; -- 全局隔离性还是RR
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> SELECT @@session.tx_isolation; -- 会话隔离性成为串行化
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| SERIALIZABLE |
+------------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
-- 设置全局隔离性，另起一个会话，会被影响，因为设置了全局
mysql> set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> SELECT @@global.tx_isolation; -- 全局隔离性成为RR
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+-----------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> SELECT @@session.tx_isolation; -- 会话隔离性也成为RR
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
各种隔离性演示
读未提交【Read Uncommitted】
几乎没有加锁，虽然效率高，但是问题太多，严重不建议采用
终端A
-- 设置隔离级别为 读未提交
mysql> set global transaction isolation level read uncommitted;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
-- 重启客户端
mysql> select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 100.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> begin; -- 开启事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update account set blance=123.0 where id=1; -- 更新指定行
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
-- 挂起，等待终端B操作，没有commit哦！！！
终端B
mysql> begin;
mysql> select * from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 123.00 | -- 读到了终端A更新但是未commit的数据[insert，delete同样]
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
脏读
一个事务在执行中**，读到另一个执行中事务的更新(或其他操作)但是 未commit 的数据**，这种现象叫做脏读dirty read;
eg:(因为脏读的A未commit的这个数据可能发现是错误的，A会回滚，但是B已经读走了);
读提交【Read Committed】
终端A
mysql> set global transaction isolation level read committed; -- 设置读提交
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
-- 重启客户端
mysql> select * from account; -- 查看当前数据
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 123.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> begin; -- 手动开启事务，同步的开始终端B事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update account set blance=321.0 where id=1; -- 更新张三数据
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
-- 此时终端B查看数据发现 看不到 刚才更新的结果;
mysql> commit; -- commit 提交！
-- 此时终端B查看数据 看到 刚才更新的结果！
终端B
mysql> begin; -- 手动开启事务，和终端A一前一后
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 终端A commit之前，查看不到update的结果
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 123.00 | --老的值
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> select *from account;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 | -- 终端A commit之后，看到了新的值!
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
不可重复读
同一个事务内（依旧还在事务操作中），同样的读取，在不同的时间段，读取到了不同的值;
eg: 此时B还在当前事务中，并未commit，读到了A更新以前 和 以后的值，那么就造成了这种现象叫做不可重复读;
可重复读【Repeatable Read】
终端A
mysql> set global transaction isolation level repeatable read; -- 设置全局隔离级别RR
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
-- 关闭终端重启
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ | -- 隔离级别RR
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> select *from account; -- 查看当前数据
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> begin; -- 开启事务，同步的，终端B也开始事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update account set blance=4321.0 where id=1; -- 更新数据
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
-- 此时终端B查看数据发现 看不到 刚才更新的结果;
mysql> commit; -- 提交事务
-- 此时终端B查看数据 也看不到 刚才更新的结果！
终端B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 终端A中事务 commit 之前，查看当前表中数据，数据未更新
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 终端A中事务 commit 之后，查看当前表中数据，数据未更新
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
-- 可以看到，在终端B中，事务无论什么时候进行查找，看到的结果都是一致的，这叫做可重复读！
mysql> commit; -- 终端B 结束事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 再次查看，看到了 最新的更新数据;（B结束了事务以后，才能看到最新的数据），和可重复读不冲突;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
+----+--------+----------+
2 rows in set (0.00 sec)
幻读
上述情况是在MySQL的INNODB引擎下，对于可重复读【Repeatable Read】的查看，但是有一种错误叫做幻读：
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 （增删改）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（非insert）是可重复读的，但是insert的数据在可重复读情况会被多读取出来，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)。
- MySQL在RR级别的时候，是解决了幻读问题的(解决的方式是用 (GAP+行锁)解决的。这块比较难，有兴趣了解一下)。
串行化【serializable】
终端A
-- 对所有操作全部加锁，进行串行化，不会有问题，但是只要串行化，效率很低，几乎完全不会被采用
mysql> set global transaction isolation level serializable;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| SERIALIZABLE | -- 设置串行化 隔离级别
+----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
mysql> begin; -- 开启事务，终端B同步开启
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 两个读取不会串行化（阻塞），是共享锁的;
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
| 3 | 王五 | 5432.00 |
+----+--------+----------+
3 rows in set (0.00 sec)
mysql> update account set blance=1.00 where id=1; -- 终端A中有更新或者其他操作，会阻塞挂起等待， 直到终端B事务提交(B读的时候，也占了锁)。 update才能拿到锁，进行update.......
Query OK, 1 row affected (18.19 sec) -- B commit 释放该记录的锁之后，update才执行;
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
终端B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account; -- 两个读取不会串行化
+----+--------+----------+
| id | name | blance |
+----+--------+----------+
| 1 | 张三 | 4321.00 |
| 2 | 李四 | 10000.00 |
| 3 | 王五 | 5432.00 |
+----+--------+----------+
3 rows in set (0.00 sec)
mysql> commit; -- 终端B commit 提交之后，终端A中的update才会提交执行。
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
MySQL下各种隔离级别可能存在的问题
注意，可重复度的幻读问题，MySQL帮我们解决了，其他的数据库不一定;
隔离性总结
- 其中隔离级别越严格，安全性越高，但数据库的并发性能也就越低，往往需要在两者之间找一个平衡点（所以才有了这么多种隔离级别，不然不考虑并发性能，一个串行化就可以保证安全了。。。）
- 不可重复读的重点是 修改和删除：同样的条件, 你读取过的数据,再次读取出来发现值不一样了 幻读的重点在于 新增：同样的条件, 第1次和第2次读出来的记录数不一样，多了一条.
- 说明： mysql 默认的隔离级别是 可重复读RR,一般情况下不要修改
- 事务间互相影响，指的是事务在并行执行的时候，即都没有commit的时候，的各种影响;
事务一致性
-
事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态。当数据库只包含事务成功提交的结果时，数据库处于一致性状态; 如果系统运行发生中断，某个事务尚未完成而被迫中断，而改未完成的事务对数据库所做的修改已被写入数据库，此时数据库就处于一种不正确（不一致）的状态。 因此一致性是通过原子性来保证的。
-
其实一致性和用户的业务逻辑强相关，一般MySQL提供技术支持（事务原子性），但是一致性还是要用户业务逻辑做支撑(主动使用事务)，也就是，一致性，是由用户决定的。
-
MySQL提供的技术上，通过AID(原子，隔离，持久性)保证C(一致性);
深入理解隔离性（MVCC）
数据库并发的三种场景
-
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;同事徐璈借助MVCC多版本并发控制进一步提升效率，我们接下来主要研究;
-
写-写 ：有线程安全问题，但是一般直接暴力加锁就能解决，这种情况不太考虑效率;
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（快照版本），版本与事务ID关联（版本中记录了最新修改该版本的最新事务ID），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
MVCC重要前提知识
- 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 ：最近修改( 修改 or 插入 )这个记录的事务ID，记录创建这条记录 or 最后一次修改该记录的事务ID;
- DB_ROLL_PTR : 回滚指针，指向这条记录的前一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些历史数据一 般在 undo log 中，则undo log就是回滚用的日志）
- DB_ROW_ID :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; （这就是传说中的不给主键会自动形成一个主键;）
其实还有一个删除flag隐藏字段，既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除字段flag标记了;
模拟MVCC
假设我们插入如下记录:
mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
显示隐藏字段就是:
我们目前并不知道创建该记录的事务ID，就默认设置NULL;
隐式主键，我们就设置成1。
第一条记录也没有其他版本，我们 设置回滚指针为null。
加入事务10将张三的name改为李四，那么该记录版本链如下：
注意 修改记录的时候，肯定得前后mutex一下;
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):
- 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。
- 上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个快照。
undo log 回滚日志
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。
- undo log回滚日志，简单理解成，就是 MySQL 一段专门的内存缓冲区，用来保存历史版本数据，用于回滚操作就行。
那么，如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？
下来看Read View读视图的设计:
Read View读视图
-
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（不是事务begin的那一刻，是第一次快照读(事务begin后第一select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 简化结构:
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;
// 省略...
};
//简单总结:
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(up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(low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 。
MVCC原理
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,怎么用当前有的东西，判断应不应该读到当前版本记录?
一张图，解决所有问题:
对应MySQL源码策略(三个if判断 对应上图三段区间的解释)：注意 ,因为包含了所有事务并发可能出现的的情况，这三个if判断的顺序也很重要:
规则解析
三个判断，顺序必须按照源码的来：
- 当DB_TRX_ID
时: 意味着最新修改这条记录的事务DB_TRX_ID<读快照ReadView中活跃事务列表最小的id，那么DB_TRX_ID肯定是之前早已提交修改了该记录的事务，我们当前ReadView是DB_TRX_ID修改记录 之后才生成的，对应的事务肯定是允许可以读的 OR 当前记录的最新修改者就是readview读快照对应的事务自己，也允许读，return true; - 当DB_TRX_ID>=low_limit_id时:意味着 最新修改这条记录的事务DB_TRX_ID>= low_limit_id系统在当前ReadView读快照形成之后，才创建的新的事务的id; 那么证明这个记录的修改事务id是生成读快照之后修改的这个记录，肯定不能读！return false;
- 当该记录对应的最新修改的事务ID DB_TRX_ID不存在于ReadView生成时的活跃事务m_ids中的时候，证明DB_TRX_ID在生成ReadView之前就已经完成了该记录的修改，可以读到的，return true
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(有回滚指针，类似一个链表)，直到符合条件，即可以看到。否则就是看不到，不显示;
顺便说一句，这个MVCC多版本并发控制的MySQL隔离性的设计，真牛逼啊;
模拟整体流程
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)
- 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 (4已经提交了，就不在列表里了)
up_limit_id; -- 1(列表最小事务id)
low_limit_id; -- 系统最大事务id+1 = 4 + 1 = 5;
creator_trx_id //-- 生成这个读视图事务的事务id 2
- 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。
- 此时版本链是：
- 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 自己读视图的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
-- 1.
DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? -- 不小于，下一步
-- 2.
DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? -- 不大于，下一步
-- 3.
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? -- 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。 return true 能看到; 如果还是存在列表，不能看到的话，就会回滚指针往看之前的版本看不看的到，以此类推；
-- 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，而恰巧事务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
可重复度隔离级别 和 读提交隔离级别 使用上的区别就是，可不可重复读; 而底层原理上的区别是Read View 读视图的生成规则不同;
正是Read View生成规则的不同，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RR级别，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，根据规则，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，这些活跃事务的修改对于 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活跃的事务提交的更新的原因;
正是RC每次快照读，都会形成Read View(即最新形成)，所以，根据MVCC规则RC才会有不可重复读问题。
总结
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；
因为RC用最新的Read View，根据MVCC的判断可读性规则，是能看到上个提交了的事务修改的最新版本的;
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。
因为RR用同一个Read View:
上个记录在列表的活跃事务修改记录–>commit，但是它的id不属于第一次判断up_id（活跃事务最小id）和 第二次判断 low_id 最新id，在第三次判断力存在m_ids列表中一直都不会消失，存在里面就return false 不允许读;
就算之后id更大(新)的事务修改记录–>commit，但是MVCC的第二条规则>=low_id，也会return false的不可读;