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1.Read View
1.是什么?
- Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 **读视图(Read View)**,在该事务执行快照读的那一刻,会生成数据库系统当前的一个快照,记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时,都会被分配一个ID,这个ID是递增的,所以最新的事务,ID值越大)
- Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类,本质是用来进行可见性判断的- 即:当某个事务执行快照读的时候,对该记录创建一个 Read View 读视图,把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据,既可能是当前最新的数据,也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据- 注意:Read View是事务可见性的一个类,不是事务创建出来的,就会有Read View,而是当这个事务(已经存在),首次进行快照读的时候,MYSQL形成Read View
- 下面是 ReadView 结构,但为了减少同学们负担,我们简化一下
classReadView{// 省略...private:/** 高水位,大于等于这个ID的事务均不可见*/ trx_id_t m_low_limit_id /** 低水位:小于这个ID的事务均可见 */ trx_id_t m_up_limit_id;/** 创建该 Read View 的事务ID*/ trx_id_t m_creator_trx_id;/** 创建视图时的活跃事务id列表*/ ids_t m_ids;/** 配合purge,标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG, * 如果其他视图也不需要,则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/ trx_id_t m_low_limit_no;/** 标记视图是否被关闭*/bool m_closed;// 省略...};m_ids;// 一张列表,用来维护Read View生成时刻,系统正活跃的事务IDup_limit_id;// 记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)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+1creator_trx_id // 创建该ReadView的事务ID
2.理解
- 在实际读取数据版本链的时候,是能读取到每一个版本对应的事务ID的,即:当前记录的DB_TRX_ID
- 那么,现在手里面有的东西就有,当前快照读的 ReadView 和 版本链中的某一个记录的DB_TRX_ID
- 所以现在的问题就是,当前快照读,应不应该读到当前版本记录?
- 对应源码策略- 如果查到不应该看到当前版本,接下来就是遍历下一个版本,直到符合条件,才可以看到- 下面的 readview 是当你进行select的时候,会自动形成
3.整体流程
- 假设当前有条记录:*nameage*DB_TRX_ID(****创建该记录的事务ID)***DB_ROW_ID(*隐式主键)*DB_ROLL_PTR(*回滚指针)张三28*null*1*null*
- 事务操作:
- 事务4:修改name(张三)变成name(李四)- 当 事务2 对某行数据执行了快照读 ,数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图
// 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
- 此时版本链是:
- 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
- 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 up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list)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
2.RR与RC的本质区别
1.当前读和快照读在RR级别下的区别
select * from user lock in share mode;
以加共享锁方式进行读取,对应的就是当前读- 测试表
--设置RR模式下测试mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;--重启终端mysql> select @@tx_isolation;+-----------------+| @@tx_isolation |+-----------------+| REPEATABLE-READ |+-----------------+--依旧用之前的表create table if not exists account( id int primary key, name varchar(50) not null default '', blance decimal(10,2) not null default 0.0)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;--插入一条记录,用来测试mysql> insert into user (id, age, name) values (1, 15,'黄蓉');
- 测试用例1-表1:
- 测试用例2-表2:
- 用例1与用例2:唯一区别仅仅是 表1 的事务B在事务A修改age前快照读过一次age数据,而 表2 的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读
- 结论:- 事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方- 即某个事务中首次出现快照读,决定该事务后续快照读结果的能力- delete同样如此
2.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
- 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来 - 此后在调用快照读的时候,还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读,那么之后的快照读使用的都是同一个Read View,所以对之后的修改不可见- 即:RR级别下,快照读生成Read View时,Read View会记录此时所有其他活动事务的快照,这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
- 在RC级别下的事务中,每次快照读都会新生成一个快照和Read View,这就是在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因 - 正是RC每次快照读,都会形成Read View,所以,RC才会有不可重复读问题
- 总结:- 在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取最新的Read View- 而在RR隔离级别下,则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View
本文转载自: https://blog.csdn.net/qq_37281656/article/details/140583705
版权归原作者 DieSnowK 所有, 如有侵权,请联系我们删除。
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