MySQL事务隔离级别和MVCCWord格式.docx
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来达到的。
未提交读（READUNCOMMITTED）
如果一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据，那么这种
就称之为
未提交读
（英文名：
READUNCOMMITTED
），示意图如下：
如上图，
SessionA
和
SessionB
各开启了一个事务，
中的事务先将
id
为
1
的记录的列
c
更新为
'
关羽'
，然后
中的事务再去查询这条
的记录，那么在
的隔离级别下，查询结果就是
，也就是说某个事务读到了另一个未提交事务修改过的记录。
但是如果
中的事务稍后进行了回滚，那么
中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象就称之为
脏读
，就像这个样子：
违背了现实世界的业务含义，所以这种
算是十分不安全的一种
。
已提交读（READCOMMITTED）
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，那么这种
已提交读
READCOMMITTED
），如图所示：
从图中可以看到，第4步时，由于
中的事务尚未提交，所以
中的事务查询得到的结果只是
，而第6步时，由于
中的事务已经提交，所以
中的事务查询得到的结果就是
了。
对于某个处在在
隔离级别下的事务来说，只要其他事务修改了某个数据的值，并且之后提交了，那么该事务就会读到该数据的最新值，比方说：
我们在
中提交了几个隐式事务，这些事务都修改了
的记录的列c的值，每次事务提交之后，
中的事务都可以查看到最新的值。
这种现象也被称之为
不可重复读
可重复读（REPEATABLEREAD）
在一些业务场景中，一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，但是第一次读过某条记录后，即使其他事务修改了该记录的值并且提交，该事务之后再读该条记录时，读到的仍是第一次读到的值，而不是每次都读到不同的数据。
那么这种
可重复读
REPEATABLEREAD
从图中可以看出来，
中的事务在第一次读取
的记录时，列
的值为
，之后虽然
中隐式提交了多个事务，每个事务都修改了这条记录，但是
中的事务读到的列
的值仍为
，与第一次读取的值是相同的。
串行化（SERIALIZABLE）
以上3种隔离级别都允许对同一条记录进行
读-读
、
读-写
写-读
的并发操作，如果我们不允许
的并发操作，可以使用
SERIALIZABLE
隔离级别，示意图如下：
如图所示，当
中的事务更新了
的记录后，之后
中的事务再去访问这条记录时就被卡住了，直到
中的事务提交之后，
中的事务才可以获取到查询结果。
版本链
对于使用
InnoDB
存储引擎的表来说，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列（
row_id
并不是必要的，我们创建的表中有主键或者非NULL唯一键时都不会包含
列）：
∙trx_id
：
每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把对应的事务id赋值给
trx_id
隐藏列。
∙roll_pointer
每次对某条聚簇索引记录进行改动时，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。
比方说我们的表
t
现在只包含一条记录：
假设插入该记录的事务id为
80
，那么此刻该条记录的示意图如下所示：
假设之后两个
分别为
100
200
的事务对这条记录进行
UPDATE
操作，操作流程如下：
小贴士：
能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？
哈哈，这是不可以滴，第一个事务更新了某条记录后，就会给这条记录加锁，另一个事务再次更新时就需要等待第一个事务提交了，把锁释放之后才可以继续更新。
本篇文章不是讨论锁的，有关锁的更多细节我们之后再说。
每次对记录进行改动，都会记录一条
，每条
也都有一个
roll_pointer
属性（
INSERT
操作对应的
没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些
都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样：
对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条
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
属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为
，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，这个信息很重要，我们稍后就会用到。
ReadView
隔离级别的事务来说，直接读取记录的最新版本就好了，对于使用
隔离级别的事务来说，使用加锁的方式来访问记录。
隔离级别的事务来说，就需要用到我们上边所说的
了，核心问题就是：
需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的。
所以设计
的大叔提出了一个
的概念，这个
中主要包含当前系统中还有哪些活跃的读写事务，把它们的事务id放到一个列表中，我们把这个列表命名为为
m_ids
这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见：
∙如果被访问版本的
属性值小于
列表中最小的事务id，表明生成该版本的事务在生成
前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
属性值大于
列表中最大的事务id，表明生成该版本的事务在生成
后才生成，所以该版本不可以被当前事务访问。
属性值在
列表中最大的事务id和最小事务id之间，那就需要判断一下
属性值是不是在
列表中，如果在，说明创建
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
时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。
如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本，如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务不可见，查询结果就不包含该记录。
在
中，
隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成
的时机不同，我们来看一下。
READCOMMITTED---每次读取数据前都生成一个ReadView
比方说现在系统里有两个
的事务在执行：
#Transaction100
BEGIN;
UPDATEtSETc='
WHEREid=1;
张飞'
#Transaction200
#更新了一些别的表的记录
...
事务执行过程中，只有在第一次真正修改记录时（比如使用INSERT、DELETE、UPDATE语句），才会被分配一个单独的事务id，这个事务id是递增的。
此刻，表
中
的记录得到的版本链表如下所示：
假设现在有一个使用
隔离级别的事务开始执行：
#使用READCOMMITTED隔离级别的事务
#SELECT1：
Transaction100、200未提交
SELECT*FROMtWHEREid=1;
#得到的列c的值为'
这个
SELECT1
的执行过程如下：
∙在执行
SELECT
语句时会先生成一个
，
的
列表的内容就是
[100,200]
∙然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列
的内容是
，该版本的
值为
，在
列表内，所以不符合可见性要求，根据
跳到下一个版本。
∙下一个版本的列
值也为
，也在
列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
，小于
列表中最小的事务id
，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列
的记录。
之后，我们把事务id为
的事务提交一下，就像这样：
COMMIT;
然后再到事务id为
的事务中更新一下表
为1的记录：
赵云'
诸葛亮'
的记录的版本链就长这样：
然后再到刚才使用
隔离级别的事务中继续查找这个id为
的记录，如下：
Transaction100、200均未提交
#SELECT2：
Transaction100提交，Transaction200未提交
SELECT2
[200]
（事务id为
的那个事务已经提交了，所以生成快照时就没有它了）。
，比
还要小，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列
以此类推，如果之后事务id为
的记录也提交了，再此在使用
隔离级别的事务中查询表
的记录时，得到的结果就是
了，具体流程我们就不分析了。
总结一下就是：
使用READCOMMITTED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。
---在第一次读取数据时生成一个ReadView
隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个
，之后的查询就不会重复生成了。
我们还是用例子看一下是什么效果。
#使用REPEATABLEREAD隔离级别的事务
#得到的列c的值仍为'
∙因为之前已经生成过
了，所以此时直接复用之前的
，之前的
中的
列表就是
，而
列表中是包含值为
的事务id的，所以该版本也不符合要求，同理下一个列
的版本也不符合要求。
继续跳到下一个版本。
小于
也就是说两次
查询得到的结果是重复的，记录的列
值都是
，这就是
的含义。
如果我们之后再把事务id为
的记录提交了，之后再到刚才使用
的记录，得到的结果还是
，具体执行过程大家可以自己分析一下。
MVCC总结
从上边的描述中我们可以看出来，所谓的MVCC（Multi-VersionConcurrencyControl，多版本并发控制）指的就是在使用
READCOMMITTD
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
操作并发执行，从而提升系统性能。
这两个隔离级别的一个很大不同就是生成
的时机不同，
在每一次进行普通
操作前都会生成一个
只在第一次进行普通
操作前生成一个
，之后的查询操作都重复这个
就好了。
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