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【MySQL系列】MySQL的事务管理的学习（二）_ 再次理解隔离性

2023-09-30 07:19

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「前言」文章内容大致是MySQL事务管理，续上一篇。

「归属专栏」MySQL

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「笔者」枫叶先生(fy)

MySQL

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七、再次理解隔离性

7.1 数据库并发的场景有

数据库并发的场景有以下三种：

其中读-写并发是数据库当中最高频的场景，下面讨论的就是这个，读-读并发不存在任何问题，写-写并发不谈

7.2 多版本并发控制（MVCC）

多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制，主要依赖记录中的3个隐藏字段列、undo日志和Read View实现

MVCC为事务分配单向增长的事务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的快照。 所以MVCC可以为数据库解决以下问题：

下面先介绍3个隐藏字段列、undo日志和Read View

7.3 三个隐藏字段列

数据库表中的每条记录都会有如下3个隐藏字段列：

补充：

例如，有一个测试表

create table if not exists student(name varchar(11) not null,age int not null);

插入一条数据

insert into student (name, age) values ('张三', 28);

在这里插入图片描述
查询该表的数据
在这里插入图片描述
查出来的记录不仅包含name和age字段，还包含三个隐藏字段
在这里插入图片描述
说明：

7.4 undo日志

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，必要时会将缓冲区中的数据刷新到磁盘

7.5 模拟MVCC

事务ID为10的事务

假设现在有一个事务ID为10的事务，要将刚才插入学生表中的记录的学生姓名“张三”改为“李四”：

现在又有一个事务11

现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)

在这里插入图片描述

上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照

insert和delete的记录如何维护版本链

上面已经谈了update，update可以形成版本链，那insert和delete呢？

select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义

select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？

先说两个概念，当前读 VS 快照读：

事务在进行增删查改的时候，并不是都需要进行加锁保护：

而select查询时应该进行当前读还是快照读，则是由隔离级别决定的，在读未提交和串行化隔离级别下，进行的都是当前读，而在读提交和可重复读隔离级别下，既可能进行当前读也可能进行快照读。

undo log中的版本链何时才会被清除？

如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何实现隔离级别？

7.6 Read View

ReadView类的源码如下：

class ReadView {// 省略...private:trx_id_t m_low_limit_id;trx_id_t m_up_limit_id;trx_id_t m_creator_trx_id;ids_t m_ids;trx_id_t m_low_limit_no;bool m_closed;// 省略...};

上述四个成员说明：

m_ids; //一张列表（集合），用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务IDm_up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的IDm_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+1m_creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

由于事务ID是单向增长的，因此根据Read View中的m_up_limit_id和m_low_limit_id，可以将事务ID分为三个部分：

注：ReadView就是一个对象，初始化一次之后就不再改变了（只初始化一次）

在这里插入图片描述

注意：事务ID不一定是连续的，比如事务ID10，15，16，17…

上述对应的隐藏字段：

对应的源码策略如下：

bool changes_visible(trx_id_t id, const table_name_t& name) const MY_ATTRIBUTE((warn_unused_result)){ut_ad(id > 0);//1、事务id小于m_up_limit_id（已提交）或事务id为创建该Read View的事务的id，则可见if (id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id) {return(true);}check_trx_id_sanity(id, name);//2、事务id大于等于m_low_limit_id（生成Read View时还没有启动的事务），则不可见if (id >= m_low_limit_id) {return(false);}//3、事务id位于m_up_limit_id和m_low_limit_id之间，并且活跃事务id列表为空（即不在活跃列表中），则可见else if (m_ids.empty()) {return(true);}const ids_t::value_type* p = m_ids.data();//4、事务id位于m_up_limit_id和m_low_limit_id之间，如果在活跃事务id列表中则不可见，如果不在则可见return (!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id));}

注意：Read View是一个可见性的一个类，并不是事务创建出来就有Read View，而是当这个事务（已经存在）进行快照读的时候，MySQL才会形成Read View（进行select的时候，会自动形成）

7.7 Read View理论验证

下面进行 Read View的理论验证，即 Read View的整体流程

假设当前有条记录
在这里插入图片描述
有四个事务并发进行对该记录进行操作，事务4先进行修改，事务4进行修改完成之后，事务2进行快照读
在这里插入图片描述

//事务2的 Read Viewm_ids;    // 1,3m_up_limit_id;   // 1m_low_limit_id;  // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务IDm_creator_trx_id // 2

此时版本链是：
在这里插入图片描述
只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务
在这里插入图片描述
事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的DB_TRX_ID去跟m_up_limit_id，m_low_limit_id和活跃事务ID列表(m_ids) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本

//事务2的 Read Viewm_ids;  // 1,3up_limit_id;     // 1low_limit_id;    // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务IDcreator_trx_id   // 2//事务4提交的记录对应的事务IDDB_TRX_ID=4//比较步骤DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? 不小于，下一步DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中//结论故，事务4的更改，应该看到所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

八、RR与RC的本质区别

RR是可重复读的缩写，RC是读提交的缩写

我们之前的查询语句都是快照读，如果想进行当前读，执行下列语句：

-- 以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读select * from 表名字 lock in share mode; -- 当前读

实验1

启动两个终端，将隔离级别都设置为可重复读，并查看此时表中的数据
在这里插入图片描述
两个终端各自启动一个事务，在左终端中的事务操作之前，先让右终端中的事务查看一下表中的信息
在这里插入图片描述
左终端中的事务对表中的信息进行修改并提交，右终端中的事务看不到修改后的数据
在这里插入图片描述
左边终端提交事务；右边终端进行当前读，可以看到最新的数据

select * from account lock in share mode;

在这里插入图片描述

实验2（进行同样的操作，只是SQL语句执行顺序不同）

在这里插入图片描述
左终端中的事务对表中的信息进行修改并提交，然后再让右终端中的事务进行查看，这时右终端中的事务就直接看到了修改后的数据
在这里插入图片描述
右边终端进行当前读，可以看到刚才读取到的确实是最新的数据
在这里插入图片描述

实验对比

上面两次实验的唯一区别在于，右终端中的事务在左终端中的事务修改数据之前是否进行过快照读

实验一的操作流程：
在这里插入图片描述

实验2的操作流程：

事务B在事务A修改age前没有进行过快照读
在这里插入图片描述

结论

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

--------------------- END ----------------------

「 作者 」 枫叶先生「 更新 」 2023.9.10「 声明 」 余之才疏学浅，故所撰文疏漏难免，          或有谬误或不准确之处，敬请读者批评指正。

来源地址：https://blog.csdn.net/m0_64280701/article/details/132743279

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