[MySQL][深入理解隔离性][下][Read View]详细讲解

目录

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