MySQL实战45讲_08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？

财大小陈
427 阅读10分钟

08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？

在03隔离级别中提到，可重复读的隔离级别。在事务T启动时会创建一个视图read-view，之后事务T执行期间，即使其他事务修改了数据，事务T看到的依然和启动时看到的一样。也就是说，一个可重复读隔离级别下执行的事务，好似不受外界影响。

上文07讲行锁的时候又提到，一个事务要更新一行，如果刚好有另外一个事务有这一行的行锁，他会被锁住，进入等待状态。

问题是，既然进入等待状态，那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候，他的值又是什么呢？

举个例子，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);

image.png 这里我们需要注意事务的启动时间。begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作InnoDB表的语句，事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务，可以使用start transaction with consistent snapshot 这个命令。

在这个例子中，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。事务B在更新了行之后查询; 事务A在一个只读事务中查询，并且时间顺序上是在事务B的查询之后。

结果是事务B查到的k值为3，事务A查到的k值为1。本文对此现象进行分析。

在MySQL里，有两个“视图”的概念：

  1. 一个是view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是create view…，而它的查询方法与表一样。
  2. 另一个是InnoDB在实现MVCC时用到的一致性读视图，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，作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

“快照”在MVCC里是怎么工作的？

在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意，这个快照是基于整库的。先来看看这个快照是怎么实现的。

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫作transaction id。它是在事务开始的时候向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rowtrx_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。也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本(row)，每个版本有自己的rowtrx_id。

image.png

如图是一个记录被多个事务连续更新后的状态。

图中虚线框里是同一行数据的4个版本，当前最新版本是V4，k的值是22，它是被transaction id为25的事务更新的，因此它的rowtrx_id也是25。

你可能会问，前面的文章不是说，语句更新会生成undo log（回滚日志）吗？那么，undo log在哪呢？

实际上，图2中的三个虚线箭头，就是undo log；而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。比如，需要V2的时候，就是通过V4依次执行U3、U2算出来。

按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。

因此，一个事务只需要在启动的时候声明说，“以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认；如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本”。

如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。

在实现上， 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”指的就是，启动了但还没提交。数组里面事务ID的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水 位。这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。

而数据版本的可见性规则，就是基于数据的rowtrx_id和这个一致性视图的对比结果得到的。这个视图数组把所有的rowtrx_id 分成了几种不同的情况。

image.png

  1. 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
  2. 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；
  3. 如果落在黄色部分，那就包括两种情况：若 rowtrx_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；若 rowtrx_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。

InnoDB利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性，实现了“秒级创建快照”的能力。

再回到之前的例子，这里，我们不妨做如下假设：

  1. 事务A开始前，系统里面只有一个活跃事务ID是99；
  2. 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；
  3. 三个事务开始前，(1,1）这一行数据的rowtrx_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]。

image.png

现在事务A要来读数据了，它的视图数组是[99,100]。事务A查询的时候，事务B还没有提交。

  1. 找到(1,3)时，判断出rowtrx_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rowtrx_id=102，比高水位大，处于红色区域，不可见；
  3. 再往前找，终于找到了（1,1)，它的rowtrx_id=90，比低水位小，处于绿色区域，可见。

简单来说，一个数据版本，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。

更新逻辑

事务B的update语句，如果按照一致性读，好像结果不对哦？ 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？

image.png

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）。

除了update语句外，select语句如果加锁，也是当前读。

所以，如果把事务A的查询语句select * fromt 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）。

mysql> select k from t where id=1 lock in share mode; 
mysql> select k from t where id=1 for update;

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？

image.png

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？

上文中提到的“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。

image.png

事务的可重复读的能力是怎么实现的？ 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。

而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：

  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算出一个新的视图。

那么，我们再看一下，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，分别应该是多少呢？

这里需要说明一下，“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。下面是读提交时的状态图，可以看到这两个查询语句的创建视图数组的时机发生了变化，就是图 中的read view框。（注意：这里，我们用的还是事务C的逻辑直接提交，而不是事务C’）

image.png

所以，这时候事务A查询语句返回的是k=2，事务B查询结果k=3。

小结

InnoDB的行数据有多个版本，每个数据版本有自己的rowtrx_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rowtrx_id和一致性视图确定数据版本的可见性。

  1. 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；
  2. 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；
  3. 而当前读，总是读取已经提交完成的最新版本。 为什么有些表结构不支持“可重复读”？这是因为表结构没有对应的行数据，也没有rowtrx_id，因此只能遵循当前读的逻辑。
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