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本文是基于 极客时间——MySQL 实战 45 讲 整理的学习笔记,仅供学习参考,请勿用于商业用途,如若侵权,请联系并删除。

课程重点:

  • 了解 Mysql 的全局锁
  • 了解当前读的概念

下面是一个只有两行的表的初始化语句。

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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);

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在如图所示的事务启动时机下,最终事务 B 查到的 k 的值是 3,而事务 A 查到的 k 的值是 1。

在 MySQL 里,有两个“视图”的概念:

  • 一个是 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。

一致性读视图它没有物理结构,作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

“快照”在 MVCC 里是怎么工作的?

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。

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。

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)

数据型版本的可见性规则(基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到):

clipboard.png

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。

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接下来,我们继续看一下图 1 中的三个事务,分析下事务 A 的语句返回的结果,为什么是 k=1。

这里,我们不妨做如下假设:

  • 事务 A 开始前,系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99;
  • 事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102,且当前系统里只有这四个事务;
  • 三个事务开始前,(1,1)这一行数据的 row trx_id 是 90。

这样,事务 A 的视图数组就是 [99,100], 事务 B 的视图数组是 [99,100,101], 事务 C 的视图数组是 [99,100,101,102]。

为了简化分析,先把其他干扰语句去掉,只画出跟事务 A 查询逻辑有关的操作:

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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,有以下三种情况:

  1. 版本未提交,不可见
  2. 版本已提交,但是是在视图创建后提交的,不可见
  3. 版本已提交,而且是在视图创建前提交的,可见

有了这个规则之后,可以尝试判断事务 A 的查询语句的查询过程:

  1. (1,3) 当前版本还未提交,属于情况 1,不可见
  2. (1,2) 历史版本已经提交,但是是在视图数组创建之后提交的,属于情况 2,不可见
  3. (1,1) 是在视图数组创建之前提交的,可见

更新逻辑

按照上面的逻辑,那事务 B 的值应该是 2 才对,可最后怎么又变成了 3 呢?

是的,如果事务 B 在更新之前查询一次数据,这个查询返回的 k 的值确实是 1。

但是,当它要去更新数据的时候,就不能再在历史版本上更新了,否则事务 C 的更新就丢失了。因此,事务 B 此时的 set k=k+1 是在(1,2)的基础上进行的操作。

所以,这里就用到了这样一条规则: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)

因此,在更新的时候,当前读拿到的数据是 (1,2),更新后生成了新版本的数据 (1,3),这个新版本的 row trx_id 是 101。

所以,在执行事务 B 查询语句的时候,一看自己的版本号是 101,最新数据的版本号也是 101,是自己的更新,可以直接使用,所以查询得到的 k 的值是 3。

总结

  1. 在可重复读隔离级别下,事务启动时,会创建一个一致性视图 read-view
  2. 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。
  3. autocommit=1 时,直接执行一个 update 语句,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。
  4. 每次事务更新数据时,都会生成一个新的数据版本,并且把 transaction id(唯一的事务 ID) 赋值给这个数据版本的事务 ID,记为 row trx_id。

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