MySQL隔离性的进阶理解
数据库的并发场景有三种
- 读-读：没有问题
- 读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，如：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
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快照。所以MVCC可以为数据库解决以下的问题
- 在并发读取服务器的时候，可以做到在读的时候不用阻塞写操作，也不会被写操作给阻塞，就是一个畅通无阻，提高了数据库并发功能
- 同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离性问题，但不能解决更新丢失的问题
理解MVCC：
- Read View
- undo日志
- 3个记录隐藏字段
想要理解MVCC就要从这三个关键字段开始讲起：
3个记录隐藏列字段：
- DB_TRX_ID(6 BYTE)：最近(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（指向历史版本，这些数据一般在undo日志中）
- 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
假设一个测试表如下：
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)在MVCC看来：
| 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：
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，对student表中记录进行修改；将张三改成李四
- 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。
此时进来一个新的事务，要对student表中的数据进行修改，把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
- 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。
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
上面的更新都是update ，如果是delete呢，还能形成版本链吗？当然ok，delete不是真的删除而是设置flag标志位。
那insert呢，他没有历史版本？如果他之前没有历史版本，但是我们为了能够回滚，insert的数据也要被放进缓存undo log日志中，如果当前的事务commit了，那么之前的undo log的历史insert记录就可以被清空了
那么select 呢
首先select不会对数据有任何的修改，所以不需要为select维护多个版本没有意义。
但是此时的select读取，是读取最新的版本呢，还是读取历史的版本
- 当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫当前读，select也有可能当前读
- 快照读：读取历史版本（一般而言），就叫快照读
这里可以看到，多个事务增删查的时候，都是当前读，都要加锁。那么同时有select过来，如果也要读最新版的话，那它也要加锁，这就是串行化
但如果是快照读，读取历史版本的话，就不需要收到加锁的限制。可以并行执行不会阻塞，也提高了效率，这即是MVCC 意义所在
那什么决定了select是当前度还是快照读呢？
隔离级别！！
经过上面的操作可以知道，事务从begin->CRUD->commit是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，和执行后的阶段，不管启动多少个事务，总得有个先后问题的
那么多个事务在执行的过程当中，CURD操作会交错在一起，那么为了保证事务的先后顺序，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓隔离性和隔离级别要解决的问题
Read View：
ReadView就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 读视图 ，在该事物执行快照度的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护当前活跃事务的ID（当每个事务开启时，都会被分配一个ID，ID是递增的，所以越新的事务ID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。
ReadView结构，简化后版本：
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一张图解决所有问题：
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，上面已经形成一种版本链看不见最后会指向（null），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
即上面第二张彩图：按道理第一次的快照应该看不到3的最新版本，但是如果事务3在之前也commit过那就有历史版本，根据链式关系他会一直找到能够看到的版本，即符合像上面事务1、2的形式
例子1：
| 事务A操作 | 事务A描述 | 事务B操作 | 事务B描述 |
|---|---|---|---|
| beign | 开启事务 | begin | 开启事务 |
| select *from user | 快照读 | select*from user | 快照读事务 |
| update user set age=18 where id = 1 | 更新age=18 | ||
| commit | 提交事务 | ||
| select *from | 没有读到age=18 | ||
| select*form user lock in share mode | 当前读读到age=18 |
例子2：
| 事务A操作 | 事务A描述 | 事务B操作 | 事务B描述 |
|---|---|---|---|
| beign | 开启事务 | begin | 开启事务 |
| select *from user | 快照读 | select*from user | 快照读事务 |
| update user set age=18 where id = 1 | 更新age=18 | ||
| commit | 提交事务 | ||
| select *from | :读到age=28 | ||
| select*form user lock in share mode | 当前读读到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