MySQL数据库————MVCC

MySQL的脏读、幻读、不可重复读

脏读

现在有两个事务在操作table表，事务B修改了id=2的name字段为李老四，但是没有提交，事务A查询id=2的数据，得到name为李老四；事务B发生回滚，id=2的数据的name又变回李四，这时候事务A得到的name的值还是李老四，也就是说事务A读取到了别的事务未提交的数据，这就是脏读。

幻读

事务A，查询table表，获取到一条id=2，name='李四’的数据，紧接着，事务Adelete掉了table的数据，这时候table应该为空；在A处理其他任务时，事务B向table表中添加了一条id=3，name='王五’的数据，等事务A再次查询table表时，发现多出来一条数据，一次事务前后数据量发生变化，这就是幻读。

不可重复读

事务A查询table表中id=2的数据，得到name的值为李四，接着事务A处理其他任务，期间事务B修改了id=2的数据的name为李老四，并且提交。等事务A再一次查询table中id=2的数据，发现name的值变了为李老四。一个事务前后两次查询同一条数据，值不相同，这就是不可重复读。

小结

脏读：指读取到了其他事务正在处理还未提交的数据
幻读：指在并发情况下，新增、删除这种会产生数据量变化的操作时，另一个事务前后查询相同数据时不符合预期
不可重复读：指并发更新时，另一个事务前后查询相同数据时，数据不符合预期

事务隔离级别

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读	加锁读
READ UNCOMMITTED	是	是	是	否
READ COMMITTED	否	是	是	否
REPEATABLE READ	否	否	是（InnoDB除外）	否
SERIALIZABLE	否	否	否	是

如何修改隔离级别

# 获取当前事务隔离级别
SHOW VARIABLES LIKE 'transaction_isolation';
# 设置当前会话事务隔离级别
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL 级别;

MVCC

在MySQL InnoDB存储引擎下READ COMMITTED、REPEATABLE READ（多版本并发控制）进行并发事务控制，MVCC是基于“数据版本”对并发事务进行访问。

• RR隔离级别
  • 结果：select 1，name=‘王五’；select 2，name=‘王五’
  • 过程：select1在查询时事务A已经提交，事务B未提交，所以name为王五，select2查询时，即便事务B已提交，由于隔离级别为可重复读，所以name还是王五
• RC隔离级别
  • 结果：select1，name=‘王五’；select2，name=‘王老五’
  • 过程： select1在查询时事务A已经提交，事务B未提交，所以name为王五，select2查询时，事务B已提交，隔离级别又是读已提交，所以结果为name=‘王老五’

基于UNDO_LOG版本链

每一条数据链都会保存修改这条数据时的事务的id（自增），以及上一版本的数据链的地址和本次修改后的表数据的值。

ReadView

ReadView是“快照读”，SQL执行时MVCC提取数据的依据。快照读就是普通的select查询，当前读指在执行insert、update、delete、select…for…update、select…lock in share mode等语句时进行数据读取的方式。

ReadView结构

Read View是一个数据结构：

字段名	含义
trx_list	当前活跃的事务id集合
up_limit_id	最小活跃事务id
low_limit_id	预分配事务id，当前最大事务id+1

版本链数据访问规则：

1. 判断DB_TRX_ID < up_limit_id，如果成立，则当前事务可以看到DB_TRX_ID所在的记录，反之则进行下一个判断
2. 判断DB_TRX_ID >= low_limit_id，如果成立，则代表DB_TRX_ID所在的记录在ReadView生成后才出现的，那么对于当前事务肯定是不允许访问，如果不成立，进入下一步判断
3. 判断DB_TRX_ID是否存在与活跃事务集合trx_list中，如果在，说明ReadView生成时，这个事务还是活跃的，还没有commit提交修改的数据，当前事务不允许访问，如果不在，则说明ReadView生成时，已经提交了修改结果，可以访问。

读已提交（RC）

在每一次执行快照读时生成新的ReadView。
分析事务D两次查询时的ReadView

• select1

trx_list={2,3,4},
up_limit_id=2,
low_limit_id=5

• select2

trx_list={3,4},
up_limit_id=3,
low_limit_id=5

在select1时,当前事务DB_TRX_ID=3，up_limit_id=2,DB_TRX_ID < up_limit_id不成立，进行下一步判断；low_limit_id=5，DB_TRX_ID >= low_limit_id不成立，所以进行第三步判断；DB_TRX_ID存在于trx_list中，是活跃的，不允许访问，接着同样的方法分析DB_TRX_ID=2。当DB_TRX_ID=1时，DB_TRX_ID < up_limit_id成立，所以可以访问。所以查到的数据是name=‘王五’。
在select2时,当前事务DB_TRX_ID=3，up_limit_id=2,DB_TRX_ID < up_limit_id不成立，进行下一步判断；low_limit_id=5，DB_TRX_ID >= low_limit_id不成立，所以进行第三步判断；DB_TRX_ID存在于trx_list中，是活跃的，不允许访问，接着同样的方法分析DB_TRX_ID=2。DB_TRX_ID=2时，前两步判断不成立，第三步时，DB_TRX_ID=2不存在于trx_list中，说明DB_TRX_ID=2的数据已经是commit的，所以可以访问，所以结果是name=‘王老五’。

可重复读（RR）

和上述RC过程一样，不同点在于，RR隔离级别，在一次事务中只在第一次快照读的时候生成ReadView，后面的快照读都会服用第一次生成的ReadView，所以，select1和select2的结果都是name=‘王五’。（特例：如果在两次快照读之间，存在了当前读，那么ReadView会重新生成，导致产生幻读）