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Mar 17, 2023 03:25 PM
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MySQL中视图的概念

MySQL中有两个“视图”的概念
  • 一个是view,指利用SQL查询语句定义的虚拟表,在调用时执行查询语句并生成结果,其查询数据的方法与表一样
  • 另外一个是InnoDB在实现MVCC(Multi-Version-Concurrency-Control 多版本并发控制)时用到的一致性视图,即consistent view,用于支持RC(Read Commit 读提交)和RP(Repeatable Read,可重复读)隔离级别的实现。

事务的起点

begin/start transaction 命令比并不是一个事务的起点,start transaction with consistent snapshot才是,InnoDB利用“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。

MySQL中数据是分成多个版本的

InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID,叫做transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的,是按照申请顺序严格递增的。MySQL中每一行数据也是有多个版本的。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的事务ID,记录为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。
  • 语句更新会生成undo log(回滚日志),下图中的三个虚线箭头,就是undo log;而且v1,v2,v3并不是物理上真实存在的数据,而是每次需要根据当前版本和undo log计算出来的。比如需要v2的时候,就是通过v4依次执行U3、U2计算出来的。
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  • InnoDB为每一个事务构造一个数组,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”指的是,启动了但是还没有提交。数组里面事务ID的最小指记为低水位,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)
      notion image
  • 对应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. 如果数据落在绿色部分,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
      1. 如果落在红色部分,表示这个版本数据是由将来启动的事务生成的,是肯定不可见的
      1. 如果落在黄色部分,则主要分为两种情况,若row trx_id在数组中,表示这个版本的数据是由还没有提交的事务生成的,不可见;若row trx_id 不在数组中,表示这个版本是由已经提交了的事务生成的,可见

事务中「可以重复读」一致性读的例子

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上图中事务A的查询结构为(1,1),B的查询结构为(1,3),C的查询结果为(1,2)
分析流程:
不妨做如下假设:
  1. 事务A开始前,系统中只有一个活跃的事务ID是99
  1. 事务A,B,C的版本号是100,101,102,且当前系统里只有这四个事务
  1. 三个事务开始前,(1,1)这一行数据row trx_id是90
这样,事务A的视图数组就是[99,100],事务B的视图数组就是[99,100,101],事务C的视图数组就是[99,100,101,102]
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  • 第一个游戏更新的事务C,把数据从(1,1)改为(1,2),这时候这个数据的最新版本row trx_id 是102,而90这个版本已经成为了历史版本
    • 第二个有效更新的事务是B,把数据从(1,2)改为(1,3)「因为事务B是写操作,所以更新只会在C提交的数据的基础上进行更新,即使C相对于B处于于高水位的位置,否则就会造成事务C的执行结果丢失」
      但是事务A查询数据的时候B事务还没有提交,虽然B生成的(1,3)这个版本的数据已经变成当前版本了,但是这个版本对事务A是不可见的,否则就变成读脏数据。
      A的视图数组为[99,100],事务A读取数据的流程如下:
      1. 找到(1,3)的时候,判断row trx_id=101 大于高水位,处于红色区域不可见。
      1. 接着找到上一个历史版本的数据row trx_id=102,比高水位大,处于红色区域,不可见
      1. 再往前找,得到(1,1),它的row trx_id = 90比低水位小,处于绿色区域,可见。
      这样执行下来,虽然A查询数据期间当前行被修改过,但是事务在A不论在什么时候查询,看到这行数据的结果都是一致的,所以称为一致性读。
  • 总的来说,对于一个事务视图来说,除了自己的更新总是可见以外,其查询数据可能遇到以下三种情况:
      1. 版本未提交,不可见
      1. 版本已提交,但是是在视图创建之后提交的,不可见
      1. 版本已提交,而且是在视图创建前提交的,可见

事务中数据更新的逻辑

  • 上述例子中,如果事务B在更新之前查询一次数据,这个查询返回的K=1。但是,它要去更新这个数据是,就不能在历史版本上进行更新了,否则就会导致事务C的更新丢失。因此事务B此时的set k=k+1是在(1,2)的基础上进行操作的
    • 当前读机制:
      以上更新数据的规则可以概括为: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)。事务B在更新完毕K的值为3时,对应数据的版本变成了row trx_id = 101,所以后续B查看K是发现是自己提交的版本数据,即最后B查出的k的值为3
      其实除了update语句外,select语句如果加锁,也是当前读。如果事务A采用一次两种方式中的一种,查询出来的k均是3
  • 如果事务C并不是一执行更新就提交,而是变成如下事务C`的方式
    • notion image
      由于事务B当前读必须读取的是最新数据,但是C’并没有提交,这种情况需要用到“两阶段锁协议”,即(1,2)这个版本的写锁还没有释放,且B是当前读,必须读最新版本,而且必须加锁,因此就被锁住了,必须等到事务C’释放这个锁,才能继续进行它的当前读。

可重复读和读提交的

  • 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
  • 可重复读和读提交的主要区别
      1. 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,之后事务的其他查询都共用这个一致性视图
      1. 在读提交隔离级别下,每一个语句执行前都会重新计算出一个新的视图。
      通俗来说:
      1. 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;
      1. 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;
      在读提交隔离级别下开启事务,不要创建一个持续整个事务的一致性快照,所以在读提交隔离级别下,使用start transaction开启一个事务
    • 在读提交隔离级别下A,B读取到的K的值分别为2,3
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