事务到底是该隔离还是不隔离

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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了事务到底是该隔离还是不隔离相关的知识,希望对你有一定的参考价值。

 

 

 

1、概念

如果是可重复读隔离级别,事务T启动的时候会创建一个视图read-view,之后事务T执行期间,即使有其他事务修改了数据,事务T看到的仍然跟在启动时看到的一样。也就是说,一个在可重复读隔离级别下执行的事务,好像与世无争,不受外界影响。

 

在锁的概念中提到,一个事务要更新一行,如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁,它又不能这么超然了,会被锁住,进入等待状态。问题是,既然进入了等待状态,那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候,它读到的值又是什么呢?

 

举例说明:

mysql> CREATE TABLE `t` (

  `id` int(11) NOT NULL,

  `k` int(11) DEFAULT NULL,

  PRIMARY KEY (`id`)

) ENGINE=InnoDB;

insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

 技术图片

这里需要注意的是事务的启动时机。

 

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。如果你想要马上启动一个事务,可以使用start transaction with consistent snapshot 这个命令。

 

还需要注意的是,在整个专栏里面,我们的例子中如果没有特别说明,都是默认autocommit=1。

 

在这个例子中,事务C没有显式地使用begin/commit,表示这个update语句本身就是一个事务,语句完成的时候会自动提交。事务B在更新了行之后查询; 事务A在一个只读事务中查询,并且时间顺序上是在事务B的查询之后。

 

2、innodb的事务和锁的进一步理解

在MySQL里,有两个“视图”的概念:

 

一个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 … ,而它的查询方法与表一样。

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 Committed,读提交)和RR(Repeatable Read,可重复读)隔离级别的实现。

 

它没有物理结构,作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

 

3、“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“拍了个快照”。注意,这个快照是基于整库的。

 

这时,你会说这看上去不太现实啊。如果一个库有100G,那么我启动一个事务,MySQL就要拷贝100G的数据出来,这个过程得多慢啊。可是,我平时的事务执行起来很快啊。

 

实际上,我们并不需要拷贝出这100G的数据。我们先来看看这个快照是怎么实现的。

 

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID,叫作transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的,是按申请顺序严格递增的。

 

而每行数据也都是有多个版本的。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。

 

也就是说,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。

 

如图2所示,就是一个记录被多个事务连续更新后的状态。

技术图片

图中虚线框里是同一行数据的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。

 

你可能会问,前面的文章不是说,语句更新会生成undo log(回滚日志)吗?那么,undo log在哪呢?

 

实际上,图2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。

 

明白了多版本和row trx_id的概念后,我们再来想一下,InnoDB是怎么定义那个“100G”的快照的。

 

按照可重复读的定义,一个事务启动的时候,能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后,这个事务执行期间,其他事务的更新对它不可见。

 

因此,一个事务只需要在启动的时候声明说,“以我启动的时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就认;如果是我启动以后才生成的,我就不认,我必须要找到它的上一个版本”。

 

当然,如果“上一个版本”也不可见,那就得继续往前找。还有,如果是这个事务自己更新的数据,它自己还是要认的。

 

在实现上, InnoDB为每个事务构造了一个数组,用来保存这个事务启动瞬间,当前正在“活跃”的所有事务ID。“活跃”指的就是,启动了但还没提交。

 

数组里面事务ID的最小值记为低水位,当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。

 

这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。

 

而数据版本的可见性规则,就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的。

 

这个视图数组把所有的row trx_id 分成了几种不同的情况。

技术图片

这样,对于当前事务的启动瞬间来说,一个数据版本的row trx_id,有以下几种可能:

 

如果落在绿色部分,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

a. 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;

b. 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。

 

比如,对于图2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数据时,就会从V4通过U3计算出V3,所以在它看来,这一行的值是11。

 

你看,有了这个声明后,系统里面随后发生的更新,是不是就跟这个事务看到的内容无关了呢?因为之后的更新,生成的版本一定属于上面的2或者3(a)的情况,而对它来说,这些新的数据版本是不存在的,所以这个事务的快照,就是“静态”的了。

 

所以你现在知道了,InnoDB利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性,实现了“秒级创建快照”的能力。

 

一个数据版本,对于一个事务视图来说,除了自己的更新总是可见以外,有三种情况:

 

版本未提交,不可见;

 

版本已提交,但是是在视图创建后提交的,不可见;

 

版本已提交,而且是在视图创建前提交的,可见。

 

4、更新逻辑

更新数据都是先读后写的,而这个读,只能读当前的值,称为“当前读”(current read)。

 

 

5、事务的可重复读能力的实现

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。

 

而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似,它们最主要的区别是:

 

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。

 

这里需要说明一下,“start transaction with consistent snapshot; ”的意思是从这个语句开始,创建一个持续整个事务的一致性快照。所以,在读提交隔离级别下,这个用法就没意义了,等效于普通的start transaction。

 

下面是读提交时的状态图,可以看到这两个查询语句的创建视图数组的时机发生了变化,就是图中的read view框。(注意:这里,我们用的还是事务C的逻辑直接提交,而不是事务C’)

技术图片

 

这时,事务A的查询语句的视图数组是在执行这个语句的时候创建的,时序上(1,2)、(1,3)的生成时间都在创建这个视图数组的时刻之前。但是,在这个时刻:

 

(1,3)还没提交,属于情况1,不可见;

(1,2)提交了,属于情况3,可见。

所以,这时候事务A查询语句返回的是k=2。

 

显然地,事务B查询结果k=3。

 

6、小结

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。

以上是关于事务到底是该隔离还是不隔离的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章

08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的?

mysql 事物隔离级别rr还是rc好

确定当前事务的隔离级别

MySQL的默认事务隔离级别是?

读取提交的快照隔离和事务

spring事务传播和隔离机制