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:
命令 | 一致性视图创建时机 | 事务ID分配时机 |
---|---|---|
begin/start transaction | 执行第一个快照读语句时创建的 (第一个 Select 语句) | 第一条操作语句执行的时候启动事务(分配事务id) |
start transaction with consistent snapshot | 执行 start transaction with consistent snapshot 时创建的 | 事务启动的瞬间 |
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。
![img](https://cdn.jsdelivr.net/gh/YangZhiqiang98/ImageBed/20230627221240.png)
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;