08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？

08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？

事务启动时机

事务启动时机： 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。如果想要马上启动，可以使用 start transaction with consistent snapshot 这个命令。

两者不同：

也就是说，在第一种启动方式下，可能不会创建一致性视图，比如只有 update 语句的事务。

快照在 MVCC 里怎么工作的

InnoDB 在实现 MVCC 时用到了一致性读视图，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”。

在 RR 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。

快照是怎么实现的呢？

InnoDB 中每个事务都有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。 它是在事务开始时向 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）,每个版本都有自己的 row trx_id 。

前面说过，语句更新会生成 undo log (回滚日志)，那么 undo log 在哪呢？

上图中的三个虚线箭头，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。

在快照实现上，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。

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。

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：

1、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；

2、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；

3、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。

简单来说，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：

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。

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。

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）。当前读，总是读取已经提交完成的最新版本。

除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。加锁方式： lock in share mode （读锁，S锁，共享锁） 或 for update (写锁、X 锁，排他锁)

事务的可重复读的能力是怎么实现的？

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；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；
• 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。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；