【MySQL】事务管理
- 什么是事务
- 为什么要有事务
- 事务的版本支持
- 事务的提交方式
- 事务的常见操作
- 事务的隔离级别
- 如何理解隔离性
- 隔离级别
- 隔离级别的设置与查看
- 读未提交【Read Uncommitted】
- 读提交【Read Committed】
- 可重复读【Repeatable Read】
- 串行化【serializable】
- 一致性(Consistency)
- 深度了解隔离性
- 数据库中的并发场景
- 读写（MVCC）
- 三个隐藏字段
- undo log
- 模拟MVCC
- Read View
- RR 和 RC的本质区别
- 当前读和快照读在RR级别下的区别
- RR 和 RC 的本质区别
- 总结
什么是事务
事务就是一组DML语句组成，这些语句在逻辑上存在相关性，这一组DML语句要么全部成功，要么全部失败，是一个整体。MySQL提供一种机制，保证我们达到这样的效果。事务还规定不同的客户端看到的数据是不相同的。也就是说其实事务需要从用户的视角去理解，我们程序员的角度看只是看到了一些DML语句，事务是抽象成为一件完成是事情的完成。比如我们微信转账，转账双方的数据库最终都是会改动的，而转发方后接收方的MySQL其实是做了很多的工作的，所有双方的MySQL的操作合并起来叫做事务。
正如我们上面所说，一个 MySQL 数据库，可不止你一个事务在运行，同一时刻，甚至有大量的请求被包装成事务，在向 MySQL 服务器发起事务处理请求。而每条事务至少一条 SQL ，最多很多 SQL ,这样如果大家都访问同样的表数据，在不加保护的情况，就绝对会出现问题。甚至，因为事务由多条 SQL 构成，那么，也会存在执行到一半出错或者不想再执行的情况，那么已经执行的怎么办呢？所有，一个完整的事务，绝对不是简单的 sql 集合，还需要满足如下四个属性：
- 原子性：一个事务（transaction）中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。
- 一致性：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这表示写入的资料必须完全符合所有的预设规则，这包含资料的精确度、串联性以及后续数据库可以自发性地完成预定的工作。
- 隔离性：数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。事务隔离分为不同级别，包括读未提交（ Read uncommitted ）、读提交（ read committed ）、可重复读（ repeatable read ）和串行化（ Serializable ）
- 持久性：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。
- 上面四个属性，可以简称为 ACID 。
原子性（Atomicity，或称不可分割性）
一致性（Consistency）
隔离性（Isolation，又称独立性）
持久性（Durability）。
比如上抢票，因为抢票的操作涉及到了很多的SQL语句，而实现完整的抢票功能的所有SQL语句叫做事务，这个事务中包含了很多的SQL语句，而一个服务端可能同时又很多的事务请求，如果没有保证原子性，那么就可能出现同一张票被多个用户同时抢到的情况，并且同时也得确定抢到的票是知道火车开动之前都是有效的，不能说刚枪到票这个票就又回去了。并且事务是由多条SQL语句同时构成的，不能说保证了一条SQL语句的原子性，还得保证一旦这个事务开始处理了那么就一定要把这个事务给处理完，不能出现事务中的SQL语句执行时交叉执行的结果，保证每个事务时单独处理的，和其他的事务隔离开。同时这个事务也是可以预期到的，也就是在我们没有执行事务时我们是知道结果的，所以要保证预期的结构和执行完后的结构时一致的。
所以用一句话概括什么是事务： 就是一堆SQL的集合，在业务层面上要完成某种具体需求，MySQL为了支持将多条SQL语句，这些SQL在逻辑上有上下层关系的，把他们封装在一起，这叫做事务。而为了更好的完成事务的需求，MySQL不仅仅是简单的把SQL做封装，为了保证这个事务在并发场景下更好，更快，更安全的去运行，事务就需要满足原子性，一致性，持久性，隔离性四大属性。所以，所谓的事务就是在ACID四大属性的加持下，由一条或者多条SQL共同构建成的，就是事务了
为什么要有事务
事务被 MySQL 编写者设计出来,本质是为了当应用程序访问数据库的时候,事务能够简化我们的编程模型,不需要我们去考虑各种各样的潜在错误和并发问题.可以想一下当我们使用事务时,要么提交,要么回滚,我们不会去考虑网络异常了,服务器宕机了,同时更改一个数据怎么办对吧?因此事务本质上是为了应用层服务的.而不是伴随着数据库系统天生就有的.
事务的版本支持
mysql> show engines; 事务
+--------------------+---------+----------------------------------------------------------------+--------------+------+------------+
| Engine | Support | Comment | Transactions | XA | Savepoints |
+--------------------+---------+----------------------------------------------------------------+--------------+------+------------+
| ndbcluster | NO | Clustered, fault-tolerant tables | NULL | NULL | NULL |
| MEMORY | YES | Hash based, stored in memory, useful for temporary tables | NO | NO | NO |
| InnoDB | DEFAULT | Supports transactions, row-level locking, and foreign keys | YES | YES | YES |
| PERFORMANCE_SCHEMA | YES | Performance Schema | NO | NO | NO |
| MyISAM | YES | MyISAM storage engine | NO | NO | NO |
| FEDERATED | NO | Federated MySQL storage engine | NULL | NULL | NULL |
| ndbinfo | NO | MySQL Cluster system information storage engine | NULL | NULL | NULL |
| MRG_MYISAM | YES | Collection of identical MyISAM tables | NO | NO | NO |
| BLACKHOLE | YES | /dev/null storage engine (anything you write to it disappears) | NO | NO | NO |
| CSV | YES | CSV storage engine | NO | NO | NO |
| ARCHIVE | YES | Archive storage engine | NO | NO | NO |
+--------------------+---------+----------------------------------------------------------------+--------------+------+------------+
11 rows in set (0.00 sec)
事务的提交方式
事务的提交方式有两种
- 自动提交
- 手动提交
查看提交方式
mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.05 sec)
使用set设置提交方式
mysql> set autocommit=0; 设置为0就是关闭自动提交，反之设置为1就是打开自动提交
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | OFF |
+---------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
事务的常见操作
为了便于演示，我们将mysql的默认隔离级别设置成读未提交。具体操作我们后面专门会讲，现在已使用为主。
mysql> set global transaction isolation level read uncommitted;需要重启终端后查看（这是8.0版本的查看指令）
-- 查看当前会话的事务隔离级别
mysql> select @@session.transaction_isolation;
+---------------------------------+
| @@session.transaction_isolation |
+---------------------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+---------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)-- 查看全局事务隔离级别
mysql> select @@global.transaction_isolation;
+--------------------------------+
| @@global.transaction_isolation |
+--------------------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+--------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
- 创建测试表
mysql> 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-> );
- 正常演示 - 证明事务的开始与回滚
开启事务
方法一：
mysql> begin;方法二：
mysql> start transaction;
-- 查看事务是否自动提交。我们故意设置成自动提交，看看该选项是否影响begin
mysql> show variables like 'autocommit';
+---------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-------+
| autocommit | ON |
+---------------+-------+
1 row in set (0.01 sec)这里使用两台xshell进行测试，一台用于插入，另一台用于查看
当然也可不设置保存点，同样也可直接rollback，但是一旦事务提交了再次rollback就是无效的了。
mysql> rollback; 直接rollback，所以数据都会回到最开始的状体
-
非正常演示1 - 证明未commit，客户端崩溃，MySQL自动会回滚（隔离级别设置为读未提交）
-
非正常演示2 - 证明commit了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化
所以上面两个实验已经证明了，只要把事务统一的commit了，那么这个数据就直接被插入到数据库了，并不会因为你的客户端出现了异常而导致事务的回滚。也就是commit之气前可以回滚，commit之后不能再回滚。commit之前一旦数据出现问题，MySQL自动进行回滚保证原子性，commit之后数据自动被提交到数据库中，完成持久性。 -
非正常演示3 - 对比试验。证明begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响
同样如果事务先commit再关闭了，也会是实验2的结果。 -
非正常演示4 - 证明单条 SQL 与事务的关系
所以从实验四我们可以发现，autocommit的设置是会影响正常的单SQL语句的，没有SQL语句都会被打包成一个事务，虽然没有些begin，commit，但是这里的普通的单SQL语句就是一个事务。所以当autocommit设置为手动的话，我们执行完一条语句其实相当于还在begin中并没由commit所以一点终端出异常了，就会自动进行回滚。如果auto commit设置为自动了，一旦我们按回车完成了一条正常的SQL语句，其实就相当于完成了一条完整的事务处理了，数据直接提交到数据看中执行持久化，也就不会进行回滚了。
-
结论：
- 只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过手动commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关。
- 事务可以手动回滚，同时，当操作异常，MySQL会自动回滚
- 对于 InnoDB 每一条 普通的SQL 语言都默认封装成事务，自动提交，如果把autocommit设置为手动的话就需要再自行执行commit才算完成事务，否则出异常MySQL会自动回滚，反之autocommit是自动的话每执行完一条SQL语句一个事务就算是完成了的。（select有特殊情况，因为MySQL 有 MVCC ）
- 从上面的例子，我们能看到事务本身的原子性(回滚)，持久性(commit)
-
事务操作注意事项
- 如果没有设置保存点，也可以回滚，只能回滚到事务的开始。直接使用 rollback(前提是事务还没有提交)
- 如果一个事务被提交了（commit），则不可以回退（rollback）
- 可以选择回退到哪个保存点
- InnoDB 支持事务， MyISAM 不支持事务
- 开始事务可以使 start transaction 或者 begin
事务的隔离级别
如何理解隔离性
- MySQL服务可能会同时被多个客户端进程(线程)访问，访问的方式以事务方式进行
- 一个事务可能由多条SQL构成，也就意味着，任何一个事务，都有执行前，执行中，执行后的阶段。而所谓的原子性，其就是让用户层，要么看到执行前，要么看到执行后。执行中出现问题，可以随时回滚。所以单个事务，对用户表现出来的特性，就是原子性。
- 但，毕竟所有事务都要有个执行过程，那么在多个事务各自执行多个SQL的时候，就还是有可能会出现互相影响的情况。比如：多个事务同时访问同一张表，甚至同一行数据。
- 数据库中，为了保证事务执行过程中尽量不受干扰，就有了一个重要特征：隔离性
- 数据库中，允许事务受不同程度的干扰，就有了一种重要特征：隔离级别
隔离级别
- 读未提交【Read Uncommitted】： 在该隔离级别，所有的事务都可以看到其他事务没有提交的执行结果。（实际生产中不可能使用这种隔离级别的），但是相当于没有任何隔离性，也会有很多并发问题，如脏读，幻读，不可重复读等，我们上面为了做实验方便，用的就是这个隔离性。用到全面的例子， 因为我们设置的等级就是这个，再两个xshell的两个事务中，一个事务的操作后，另一个事务立马就可以看到。
- 读提交【Read Committed】 ：该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的简单定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别会引起不可重复读，即一个事务执行时，如果多次 select， 可能得到不同的结果。用前面的例子就是，再两个xshell的两个事务中，只有当一个事务提交了，另一个事务才能看到完成事务的那个操作。
- 可重复读【Repeatable Read】： 这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务，在执行中，多次读取操作数据时，会看到同样的数据行。但是会有幻读问题。用前面的例子就是，再两个xshell的两个事务中，就是只有当两个事务都完成了才能才看到事务完成的操作。
- 串行化【Serializable】: 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决了幻读的问题。它在每个读的数据行上面加上共享锁，。但是可能会导致超时和锁竞争（这种隔离级别太极端，实际生产基本不使用）
隔离级别如何实现：隔离，基本都是通过锁实现的，不同的隔离级别，锁的使用是不同的。常见有，表锁，行锁，读锁，写锁，间隙锁(GAP),Next-Key锁(GAP+行锁)等。不过，我们目前现有这个认识就行，先关注上层使用。
隔离级别的设置与查看
设置隔离级别
mysql> set [session/global] transaction isolation level 隔离级别; // 更改全局的隔离级别
-- 设置当前会话隔离性，另起一个会话，看不到，只影响当前会话需要重启终端后查看（这是8.0版本的查看指令）
-- 查看当前会话的事务隔离级别
mysql> select @@session.transaction_isolation;-- 查看全局事务隔离级别
mysql> select @@global.transaction_isolation;-- 查看默认的事务隔离级别
mysql> select @@global.transaction_isolation;
5.7版本的MySQL可以使用以下查询方法
mysql> SELECT @@global.tx_isolation; --查看全局隔级别mysql> SELECT @@session.tx_isolation; --查看会话(当前)全局隔级别mysql> SELECT @@tx_isolation; --默认同上
而我们每次进行登陆MySQL的时候，都会使用global的为默认的隔离级别。
一开始的隔离级别
mysql> select @@transaction_isolation;
+-------------------------+
| @@transaction_isolation |
+-------------------------+
| READ-COMMITTED |
+-------------------------+
1 row in set (0.00 sec)mysql> select @@session.transaction_isolation;
+---------------------------------+
| @@session.transaction_isolation |
+---------------------------------+
| READ-COMMITTED |
+---------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)mysql> select @@global.transaction_isolation;
+--------------------------------+
| @@global.transaction_isolation |
+--------------------------------+
| READ-COMMITTED |
+--------------------------------+
1 row in set (0.01 sec)重新设置默认隔离级别,只有重新登陆后才能看到
mysql> set global transaction isolation level serializable;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)mysql> select @@global.transaction_isolation;
+--------------------------------+
| @@global.transaction_isolation |
+--------------------------------+
| SERIALIZABLE |
+--------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)mysql> select @@session.transaction_isolation;
+---------------------------------+
| @@session.transaction_isolation |
+---------------------------------+
| READ-COMMITTED |
+---------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)mysql> select @@transaction_isolation;
+-------------------------+
| @@transaction_isolation |
+-------------------------+
| READ-COMMITTED |
+-------------------------+
1 row in set (0.00 sec)重新登陆mysql
mysql> select @@transaction_isolation;
+-------------------------+
| @@transaction_isolation |
+-------------------------+
| SERIALIZABLE |
+-------------------------+
1 row in set (0.00 sec)mysql> select @@global.transaction_isolation;
+--------------------------------+
| @@global.transaction_isolation |
+--------------------------------+
| SERIALIZABLE |
+--------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)mysql> select @@session.transaction_isolation;
+---------------------------------+
| @@session.transaction_isolation |
+---------------------------------+
| SERIALIZABLE |
+---------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
读未提交【Read Uncommitted】
- 一个事务在执行中，读到另一个执行中事务的更新(或其他操作)但是未commit的数据，这种现象叫做脏读(dirty read)
mysql> set global transaction level read uncommitted;
重启终端
mysql> select @@global.transaction_isolation;
+--------------------------------+
| @@global.transaction_isolation |
+--------------------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+--------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
读提交【Read Committed】
mysql> set global transaction level read committed;
重启终端
mysql> select @@transaction_isolation;
+-------------------------+
| @@transaction_isolation |
+-------------------------+
| READ-COMMITTED |
+-------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
此时有一个终端还在当前事务中，并未commit，那么就造成了，同一个事务内，同样的读取，在不同的时间段(依旧还在事务操作中！)，读取到了不同的值，这种现象叫做不可重复读(non reapeatable read)，明着的意思就是，当前还在事务中，但是可能不同时间端读取的数据可能是不一样的。
可重复读【Repeatable Read】
mysql> set global transaction isolation level repeatable read;
重启终端
mysql> select @@transaction_isolation;
+-------------------------+
| @@transaction_isolation |
+-------------------------+
| REPEATABLE-READ |
+-------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
问题：
多次查看，发现终端A在对应事务中insert的数据，在终端B的事务周期中，也没有什么影响，也符合可重复的特点。但是，一般的数据库在可重复读情况的时候，无法屏蔽其他事务insert的数据(为什么？因为隔离性实现是对数据加锁完成的，而insert待插入的数据因为并不存在，那么一般加锁无法屏蔽这类问题),会造成虽然大部分内容是可重复读的，但是insert的数据在可重复读情况被读取出来，导致多次查找时，会多查找出来新的记录，就如同产生了幻觉。这种现象，叫做幻读(phantom read)。很明显，MySQL在RR级别的时候，是解决了幻读问题的(解决的方式是用Next-Key锁(GAP+行锁)解决的。这块比较难，有兴趣同学了解一下)。
串行化【serializable】
从上面两张图我们其实不难发现，使用select是正常的，这也符合情理。但是一旦使用delete (update，insert）对数据有做修改的化就会时串行的，只有当一个事务完成了下一个事务才能进行，不然就会进入阻塞状态。
总结：
- 其中隔离级别越严格，安全性越高，但数据库的并发性能也就越低，往往需要在两者之间找一个平衡点。
- 不可重复读的重点是修改和删除：同样的条件, 你读取过的数据,再次读取出来发现值不一样了，幻读的重点在于新增：同样的条件, 第1次和第2次读出来的记录数不一样
- 说明： mysql 默认的隔离级别是可重复读,一般情况下不要修改
- 上面的例子可以看出，事务也有长短事务这样的概念。事务间互相影响，指的是事务在并行执行的时候，即都没有commit的时候，影响会比较大。
一致性(Consistency)
- 事务执行的结果，必须使数据库从一个一致性状态，变到另一个一致性状态。当数据库只包含事务成功提交的结果时，数据库处于一致性状态。如果系统运行发生中断，某个事务尚未完成而被迫中断，而改未完成的事务对数据库所做的修改已被写入数据库，此时数据库就处于一种不正确（不一致）的状态。因此一致性是通过原子性来保证的。
- 其实一致性和用户的业务逻辑强相关，一般MySQL提供技术支持，但是一致性还是要用户业务逻辑做支撑，也就是，一致性，是由用户决定的。
- 而技术上，通过AID保证C
深度了解隔离性
数据库中的并发场景
- 读-读 ：不存在任何问题，也不需要并发控制
- 读-写 ：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
- 写-写 ：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失(后面补充)
这里我们主要关心的时读写操作，也就是分析以下，为什么在read committed和repeatable read中，是怎么做到只有当一个事务提交后才能看到这个事务所作的操作？
读写（MVCC）
多版本并发控制（ MVCC ）是一种用来解决 读-写冲突 的无锁并发控制。
为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题。
- 在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
- 同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题
理解 MVCC 需要知道三个前提知识：
- 3个记录隐藏字段
- undo 日志
- Read View
三个隐藏字段
- DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
- DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）
- DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引
- 补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了
假设我们有这样一个表结构
mysql> create table if not exists student(->name varchar(11) not null, ->age int not null );mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)mysql> select * from student;
+--------+-----+
| name | age |
+--------+-----+
| 张三 | 28 |
+--------+-----+
1 row in set (0.00 sec)
其实表结构是这样的：
| name | age | 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 |
我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。
undo log
在MySQL中，undo log（撤销日志）是一种重要的日志机制，它用于保证事务的原子性、一致性、隔离性和持久性（ACID属性中的D，持久性）。当一个事务对数据库进行修改时，undo log会记录这些修改的旧值。如果事务执行失败或者需要回滚，undo log可以用来恢复数据到事务开始之前的状态。在InnoDB存储引擎中，undo log的主要目的是为了保证事务的原子性，即事务要么完全提交，要么完全不影响数据
MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。所以，我们这里理解undo log，简单理解成，就是 MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。
模拟MVCC
现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)。
具体步骤：
- 事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁。
- 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)
- 所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 ‘李四’。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
- 事务10提交，释放锁。
现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)。
同样的步骤：
上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。
思考：
上面是对update主讲的，那么对于delete呢？
其实是一样的，别忘了删除数据不是将数据清空，而是设置
flag为删除点即可。也可形成版本
那么如果是insert呢？
因为
insert是插入，也就是之前没有数据，那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。
总结一下，也就是我们可以理解成，update和delete可以形成版本链，insert暂时不考虑。
那么select呢？
首先，
select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。
但是select拿去最新版本的数据，还是读取历史版本数据呢？
- 当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select lock in share mode(共享锁), select for update
- 快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。(这个我们后面重点讨论)
- 我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需要加锁，这就是串行化。但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！换言之，提高了效率，即MVCC的意义所在。
那么，是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？
隔离级别!
那为什么要有隔离级别呢？
事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。
但是经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总是有先有后的。那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的“有先有后”，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。也就是是说隔离性决定了事务该不该看到内容，而隔离级别决定了该看到那些内容。
Read View
Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，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。 即当我们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。
下面是 ReadView 结构，我们简化一下
class ReadView {// 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...
};
这里需要注意的几个重要字段
m_ids; //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
up_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+1(也没有写错)
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID
我们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，我们现在手里面有的东西就是，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。一张图，解决所有问题！
- 操作事务是自己
- 操作的事务已经提交了
- 操作的事务比我晚来
总结上面的图来讲就是一句话：就是现在的不能看到后来的，后来的可以看到先来的。
注意：read view是事务可见性的一个类，不是事务创建出来的，而是当这个事务（已经存在了）首次进行快照 读的时候，MySQL形成的read view；
RR 和 RC的本质区别
当前读和快照读在RR级别下的区别
我们正常的select 都是快照读的，如果要进行当前读需要执行下面指令
select 字段 from 表名 lock in share mode;
创建测试表
--设置RR模式下测试
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)--重启终端mysql> select @@global.transaction_isolation;
+--------------------------------+
| @@global.transaction_isolation |
+--------------------------------+
| REPEATABLE-READ |
+--------------------------------+
1 row in set (0.02 sec--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
);mysql> select * from account;
+----+--------+--------+
| id | name | blance |
+----+--------+--------+
| 2 | 李四 | 200.00 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)
测试用例1-表1：
| 事务A操作 | 事务A描述 | 事务B描述 | 事务B操作 |
|---|---|---|---|
| begin | 开启事务 | 开启事务 | begin |
| select * from account | 快照读(无影响)查询 | 快照读查询 | select * from account |
| update account set name = ‘王五’ where id=2; | 更新 name = ‘王五’ | - | - |
| commit | 提交事务 | - | - |
| - | - | select 快照读 ,没有读到 name = ‘王五’ | select * from user |
| - | - | select lock in sharemode当前读 , 读到name = ‘王五’ | select * from account lock in share mode |
测试用例2-表2
| 事务A操作 | 事务A描述 | 事务B描述 | 事务B操作 |
|---|---|---|---|
| begin | 开启事务 | 开启事务 | begin |
| select * from account | 快照读(无影响)查询 | - | - |
| update account set name = ‘赵六’ where id=2; | 更新 name = ‘赵六’ | - | - |
| commit | 提交事务 | - | - |
| - | - | select 快照读 ,读到 name = ‘赵六’ | select * from user |
| - | - | select lock in sharemode当前读 , 读到name = ‘赵六’ | select * from account lock in share mode |
上面两种情况其实就是说明了，只有当进行快照读的MySQL才会创建read view，比如测试表2，事务B是在事务A提交后才开始进行快照读的，这个时候MySQL就开始创建read view了，而事务A早就在创建read view就已经提交了，当然可以看到早就已经提交了的事务了。而测试一则是在事务A提交之前就开始进行快照查了，这个时候事务A和事务B就相当于是并行的，当然就看不到了。
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
- 所以我们可以得出一个结论就是：read view创建时机不同，会影响事务的可见性。
RR 和 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
- 而在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, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
- 总之在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。
- 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。
所以其实RR和RC的本质区别就是使用的read view是不是同一个，对于RR来讲，在执行快照读创建了一个read view后，在此后的快照读都是使用这个一开始创建出来的read view，也就是同一份，所以往后的就算还有事务进行CUID了，因为我只认read view所以我往后的数据看到都是同一份数据。而对于RC来讲，每次进行快照读的时候都会重新更新read view，所以就会让数据一直更新，看到的数据也也就不一样了。
总结
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所以回到我们一开始的疑问。为什么两个不同的事务可以读写并发的，并且没有加锁的去访问同一份数据了。那是因为有历史版本，我们增删改是对当前数据进行修改，而select 是快照读是对历史数据进行查找的。MySQL底层MVCC维护多版本，所以多个事务访问的根本就是不同版本的数据，也就不需要进行加锁。所以多个事务就可以完成读写并发，并且还可以提高效率。
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还有就是对一个现象的解释，就是在多事务中，为什么一个事务对数据进行更新了，其他事务为什么看不到。那是因为对数据的更新是对当前数据进行的，而查找是对历史版本MVCC进行查找的，当然看不到了。所以就在就在数据层面上表现出一种隔离性。
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还有就是在RR和RC下能或不能看到别人的提交呢，取决于要不要重新给事务形成read view。如果一直使用老的read view 就是RR可重复读，如果每次都进行初始化或者形成新的read view那么这就是RC不可重复读。
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还有就是我们在一个事务，如果我们操作成功了就提交，失败了就回滚，之所以可以进行回滚是因为有历史的版本被记录下来的，历史版本链中有数据，所以才可以进行对事务的回退，所谓回退做两件事情，第一事务内部对应的事务结构体和read view对象全部释放，第二将事务曾经修改过的对象恢复成最开始的状态，这个状态也是保证在加锁状态下完成的。
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