事务的启动时机
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。如果想要马上启动一个事务,可以使用start transaction whih consistent snapshot
- 第一种启动方式,一致性视图是在执行第一个快照读语句的时创建的。
第二种启动方式,一致性视图是在执行start transaction with consistent snapshot(快照)时创建的。(从这个语句开始,创建一个持续整个事务的一致性快照。所以在读提交的隔离级别下,这个用法没意义了,等效于普通的start transaction)
在mysql里,有两个’视图’的概念：
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 ….. ,查询方法与表一样。
- 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 Commited ,读提交)和RR(Repeatable Read,可重复读)隔离级别的实现。
没有物理结果,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’拍了个基于整库’的快照
- innoDB里面每一个事务有一个唯一的事务ID，叫做transaction id。它是事务开始的时候,向innodb的事务系统申请的,严格递增的。
- 每行数据都有多个版本,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，记录为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。
- 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row trx_id。
- 一个记录被多个事务连续更新后的状态。
- 图二：
- 虚线框是同一行数据的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row trx_id也是25。
- 更新语句会生成undo log(回滚日志)。
- 图中的三个虚线箭头,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。
- 图二：
- 当前事务的一致性视图(read-view)
- 图三：
- 对于当前事务的启动瞬间来说,一个数据版本的row trx_id,有几种可能：
- 如果落在了绿色部分,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。
- 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。
- 如果落在黄色部分,那就包括两种情况：
- 若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，不可见的。
- 若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。
- 对于当前事务的启动瞬间来说,一个数据版本的row trx_id,有几种可能：
- 对于图二中的数据来说,如果有一个事务,它的低水位是18,那么当它访问这一行的数据时,就会从V4通过U3就算出V3,所以在它看来,这一行的值是11。
- 图三：
- 假设事务A开始前,系统里面只有一个活跃事务ID是99
- 事务A、B、C的版本号分别是100、101、102,且当前系统只有这个四个事务
- 三个事务开始前.(1,1)这一行的row trx_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]
- 事务A查询逻辑有关的操作
- 第一个有效更新是事务C，把数据从(1,1)改成了(1,2)。这时候，这个数据的最新版本的row trx_id是102,而90这个版本已经成为了历史版本。
- 第二个有效更新是事务B,把数据从(1,2)改成了(1,3)。这时候,这个数据的最新版本的row trx_id是101,而102又成为了历史版本。
- 在事务A查询的时候,其实事务B还没有提交,但是它生成的(1,3)这个版本已经变成当前版本了。但这个版本对事务A必须是不可见的,否则就变成脏读了。
- 事务A读数据,它的视图数组是[99,100],当然了,读数据都是从当前版本读起的。所以事务A查询语句的读数据流程为:
- 找到(1,3)的时候,判断row trx_id=101,比高水位大,处于红色区域,不可见。
- 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。
- 再往前找,找到了(1,1),它的row trx_id=90,比低水位小,处于绿色区域,可见。
- 这样执行下来,虽然期间这一行数据被修改过,但是事务A不论在什么时候查询,看到这行数据的结果都是一致的,所以称之为一致性读。
- 事务B的update语句,如果按照一致性读,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,怎么算出来(1,3)来？
- 如果事务在更新之前查询一次数据,这个数据返回的k的值确实是1.
- 但是,当它要去更新数据的时候,就不能在历史版本上更新了,否则事务C的更新就丢失了。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。
- 用到了”更新数据都是先读后写,而这个读,只能读当前的值,成为’当前读(current read)’”
- 因此,在更新的时候,当前读拿到的数据是(1,2),更新后生成了新版本的数据(1,3),这个新版本的row trx_id是101。
- 所以,在执行事务B查询语句的时候,一看自己的版本号是101,最新数据的版本号也是101,是自己的更新,可以直接使用,所以k查询到的值是3。
- 当前读,除了update语句外,select语句如果加锁,也可以当前读。
- 所以把事务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,就是分别加了读锁(S锁,共享锁)和写锁(X锁,排它锁)。
- select * from t where id = 1 lock in share mode;
- select * from t where id = 1 for update;
- 所以把事务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,就是分别加了读锁(S锁,共享锁)和写锁(X锁,排它锁)。
- 事务C的不同是,更新后并没有马上提交,在它提交前,事务B的更新语句先发起了,虽然事务C还没有提交,但是(1,2)这个版本已经生成了,并且是当前的最新版本,那么事务B的更新语句怎么处理？
- 事务C还没提交,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。
- 事务C的不同是,更新后并没有马上提交,在它提交前,事务B的更新语句先发起了,虽然事务C还没有提交,但是(1,2)这个版本已经生成了,并且是当前的最新版本,那么事务B的更新语句怎么处理？
事务的可重复读能力是怎么实现的？
- 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。
- 读提交的逻辑和可重复读的逻辑主要区别是:
- 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。
- 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。
- 读提交隔离级别下,事务A和事务B查到的k,分别应该是多少
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。
- 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。
- 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。
- 而当前读,总是读取已经提交完成的最新版本。
- 为什么表结构不支持可重复读,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。
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