这篇文章主要讲解了“怎么理解Innodb一致性非锁定读”，文中的讲解内容简单清晰，易于学习与理解，下面请大家跟着小编的思路慢慢深入，一起来研究和学习“怎么理解Innodb一致性非锁定读”吧！
一致性非锁定读指InnoDB通过多版本控制(MVCC)的方式在某个时间点通过查询数据库快照数据来读取数据。
在RR事务隔离级别下，在一个事务中第一次(select读)数据的时候创建快照，快照是在第一次select之前所有提交的数据的最新版本的数据，在此事务结束之前，select到的数据是一致的（快照）。
注意：Begin和start transaction开启事务的时候快照并没有创建，而是第一次select读数据时候创建。
如下：
Session A | Session B |
Session A>drop table t; |
|
上面的for update进行的锁定读，此时并没有创建read view注意：for update和lock in share mode都是锁定读，此时并不会创建快照 | Session B>begin; |
Session A>select * from t; #此时才创建read view 生成快照 | 你可能会发现RR隔离级别，不是应该看不到其他事务修改的数据吗？这正是因为begin开启一个事务，不是begin的时候创建read view，而是第一次进行快照读的时候才创建 |
在innodb的READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下执行select操作，默认模式就是一致性读。
一致性读不会对访问的表加任何锁，因此，其他会话可以任意的修改对象数据而不会影响当前会话的一致性读。
在RR隔离级别下，某个时间点开启一个事务T1查询表的数据，接着开启另外一个新的事务T2对其delete 、update、insert数据并且commit成功后，在T1中无法看到T2修改并且提交的结果。
注意：快照读主要适用于在一个事务中的select语句。所以事务中的DML语句是可以看到其他session中的事务的更新的，即时SELECT并不能看到这些
例如，同时开启事务T1、T2、T3,在T1中删除或者修改表t的数据，在T2中select查询的结果（快照读）是之前的t的数据（T2事务开启时间点的前t的数据）,但T3对表t修改或者删除可能会影响刚才T1提交的行。
下面的例子中：Session A只有在Session B的insert操作commit完成，并且Session A自身事务commit之后才能看到Session B插入的数据
可以使用READ COMMITTED或locking read(SELECT * FROM t LOCK IN SHARE MODE;)来查看表最新的数据。
一致性读不适用于特定的DDL语句如DROP TABLE、ALTER TABLE。
另外，对于 INSERT INTO ... SELECT, UPDATE ... (SELECT)和CREATE TABLE ... SELECT操作，虽然后面的select未指定FOR UPDATE或LOCK IN SHARE MODE，但此时的select和READ COMMIT隔离级别下的SELECT一样,读取最新版本数据（使用的当前读）。
如下：
Session A | Session B |
ession A>create table a (x int primary key,y int); |
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| #在A提交之前，B开启事务 Session B>begin; |
#session A提交上面的事务 Session A>commit; |
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| #在B中select查询，依旧进行的是快照读，故看不到数据 Seesion B>select * from a; |
| #使用lock in share mode或for update进行当前读能看到表a的数据 |
当innodb_locks_unsafe_for_binlog选项为1时（关闭GAP锁），在READ UNCOMMITTED, READ COMMITTED, REPEATABLEREAD隔离级别下,select查询表的数据，不会对数据进行锁定，而都是一致性读。
感谢各位的阅读，以上就是“怎么理解Innodb一致性非锁定读”的内容了，经过本文的学习后，相信大家对怎么理解Innodb一致性非锁定读这一问题有了更深刻的体会，具体使用情况还需要大家实践验证。这里是亿速云，小编将为大家推送更多相关知识点的文章，欢迎关注！
