Mysql 学习（十七）事务隔离级别和MVCC

前提准备

首先创建一个表：

CREATE TABLE hero (number INT,name VARCHAR(100),country varchar(100),PRIMARY KEY (number)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;INSERT INTO hero VALUES(1, '刘备', '蜀');

事务隔离级别

mysql 是一个客户端和服务器架构的软件，对于同一个服务器来说，可以有许多的客户端与之链接，每个客户端与服务器连接之后，就可以称之为一个会话，每个客户端都可以在自己的会话中向服务器发出请求语句，每个语句可能就是事务的一部分，假设事务的隔离性特别高，则事务需要排队请求某一个数据，这个时候对于性能的影响就太大了，所以mysql 会有不同的隔离级别，每个隔离级别舍弃了一部分隔离性来维持性能

事务并发执行遇到的问题

我们先假设事务没有隔离性，不是串行执行，而是并发执行

脏写

如果一个事务修改了另一个事务修改过的数据，就意味着产生了脏写，具体例子如下：
Session A 都已经提交了，但是 Session B 却最后rollback了，所以 Session A 会发现自己根本没有做修改

脏读

如果一个事务读取另一个事务修改过的数据，就意味着产生了脏读，具体例子如下：
Session A 和 Session B 各自开启了一个事务，然后Session A 的事务中使用select 语句查询出了 Session B中修改的数据，相当于 Session A 读取了一个不存在的数据

不可重复读

如果一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事务都能查询得到最新值，那就意味着发生了不可重复读，例子如下：

幻读

如果一个事务先根据某些条件查询出一些记录，之后另一个事务又向表中插入了符合这些条件的记录，原先的事务再次按照该条件查询时，能把另一个事务插入的记录也读出来，那就意味着发生了幻读，例子如下：

SQL标准四种隔离级别

上面说的这四种问题，根据严重程度排序为：脏写 > 脏读 > 不可重复读 > 幻读
隔离等级从小到大，就是舍弃一些，允许一些问题发生
sql 主要有以下四种隔离级别：
- READ UNCOMMITTED：未提交读。
  - 可能发生的问题
    - 脏读
    - 不可重复读
    - 幻读
- READ COMMITTED：已提交读。
  - 可能发生的问题
    - 不可重复读
    - 幻读
- REPEATABLE READ：可重复读。
  - 可能发生的问题（mysql这个级别不会发生这个问题）
    - 幻读
- SERIALIZABLE：可串行化。不发生问题

MVCC

版本链

对于innodb 来说每个记录会包含必要的两个字段：
- trx_id ：事务ID
- roll_pointer ：每次对某条聚簇索引进行改动时，都会把旧的版本写入到undo 日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。
还记得我们之前创建的那张表和那条记录吗，假设那条记录的事务是80，然后我们又开启两个事务100，200，并进行了一些操作：
然后对应这条记录的版本链如下：
对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条undo日志中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被roll_pointer属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id

ReadView

对于READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说，可以读到未提交的事务，所以直接获取记录最新的版本就好了，但是对于SERIALIZABLE 级别的事务来说，就要使用加锁的方式来访问
但是对于 READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录，也就是说假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的
但是这里有个核心的的问题，你怎么知道这个记录版本链中那个版本是当前事务可见的
为此提出了一个ReadView 的概念，这个数据结构包含了四个很重要的参数：
- m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
- min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中的最小值。
- max_trx_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值。
- creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id
有了这个readview 结构之后，我们访问某条记录，既可以根据下面这个步骤去判断记录的某个版本是否可见：
- 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
- 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
- 如果被访问版本的trx_id属性值大于ReadView中的max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。
- 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_ids列表中，如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问；如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。
根据这个规则我们就知道为啥可以这两个隔离事务可以避开脏写，但是为什么READ COMMITTED 有不可重复读的问题，而REPEATABLE READ 没有呢？
这个就跟他们的生成 readview 的时机不同导致了，下面我们就来根据两个事务 100，200 的操作来了解整个过程

READ COMMITTED —— 每次读取数据前都生成一个ReadView

在事务 100 执行：

BEGIN;UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;

在事务200 执行：

更新别的表记录

当前这条记录的版本号：
此时我们开启一个新的事务，整个事务是READ COMMITTED级别，我们进行查询：

# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'

过程如下：
- 先生成一个 readview ，m_ids:[100,200]，min_trx_id:100，max_trx_id：201，creator_trx_id：0
- 然后跟最新列进行比对，发现此纪录的事务100 在 m_ids 列表内，就跳过，接着访问下一条
- 如此就访问到 name = ‘刘备’ ，发现这个事务ID 符合要求，就返回这条记录
执行完这条sql 之后，事务id 为 100已经提交了，版本链就如下：
当前事务我们我们继续执行查询操作：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'张飞'

select 2 的执行过程如下：
- 又单独生成一个 readview ，m_ids:[200]，min_trx_id:200，max_trx_id：201，creator_trx_id：0
- 然后跟最新列进行比对，发现此纪录 name 的内容是 ‘诸葛亮’ 的事务200 在 m_ids 列表内，就跳过，接着访问下一条
- 如此就访问到 name = ‘张飞’ ，发现这个事务ID 100 符合要求，就返回这条记录
所以我们两次查询会有不同的结果，因为使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。

REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个ReadView

接下来我们看如果我们的事务隔离级别是REPEATABLE READ，会是怎么样的

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'

select 1 过程如下：
- 先生成一个 readview ，m_ids:[100,200]，min_trx_id:100，max_trx_id：201，creator_trx_id：0
- 然后跟最新列进行比对，发现此纪录的事务100 在 m_ids 列表内，就跳过，接着访问下一条
- 如此就访问到 name = ‘刘备’ ，发现这个事务ID 符合要求，就返回这条记录
select 2 过程如下：
- 因为当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ，而之前在执行SELECT1时已经生成过ReadView了，所以此时直接复用之前的ReadView ，m_ids:[100,200]，min_trx_id:100，max_trx_id：201，creator_trx_id：0
- 然后跟最新列进行比对，发现此纪录 name 的内容是 ‘诸葛亮’ 的事务200 在 m_ids 列表内，就跳过，接着访问下一条
- 如此就访问到 name = ‘张飞’ ，发现这个事务ID 100 符合要求，在 m_ids 列表内，就跳过，接着访问下一条
- 如此就访问到 name = ‘刘备’ ，发现这个事务ID 符合要求，就返回这条记录
结果就是 select 1 和 select 2 访问得到的结果都是一样的

小结：

所谓的MVCC（Multi-Version Concurrency Control ，多版本并发控制）指的就是在使用READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两种隔离级别的事务在执行普通的SEELCT操作时访问记录的版本链的过程，这样子可以使不同事务的读-写、写-读操作并发执行，从而提升系统性能。READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两个隔离级别的一个很大不同就是：生成ReadView的时机不同，READ COMMITTD在每一次进行普通SELECT操作前都会生成一个ReadView，而REPEATABLE READ只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView就好了。