事务到底是隔离的还是不隔离的？

事务隔离与行锁与更新操作

之前有提到事务启动时会创建一个视图，即使有其他事务修改了事务，在这个事务中看到的和启动时仍然是一样。但是当事务 A 和事务 B 更新用一条记录时会发生冲突，先者会阻塞后者，后者会陷入等待状态。那么在这种情况下事务 B 先修改了记录 R，那么事务 A 看到的记录 A 还是它刚开启事务的时候的值吗？

此视图非彼视图

我们讲的事务的多并发控制中，事务每次启动时创建的视图并不是通常说的视图 view，view 是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ，而它的查询方法与表一样。

这个视图指的是InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，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。作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

一致性视图的组成

在不可重复度的隔离级别下，事务每次启动会创建一致性视图，那么在创建期间事务具体做了什么呢？或者说一致性视图是怎么组成的呢？

首先事务在启动的时候就“拍了个快照”，而这个快照是基于整个库的。在解释快照的实现之前必须知道：

1. InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。
2. 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。（这个信息就是回滚日志 undo log）

图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。而图中的三个虚线箭头就是 undo log。

快照的实现如下：

在实现上， 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。

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）。

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。这样，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（b 的意思应该是快照的时候事务 A 还没提交，但在当前事务提交之前，事务 A 提交了）。

我们前面说过快照是整个库级别的，那么一个库那么大，它是怎么做到的呢？现在就有答案了：

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。

现在为了验证上面的结论，做如下假设：

1. 事务 A 开始前，系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99；
2. 事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102，且当前系统里只有这四个事务；
3. 三个事务开始前，(id=1,k=1) 这一行数据的 row trx_id 是 90。

当事务 A 执行 get k 时会有下面的流程：

1. 找到 (1,3) 的时候，判断出 row trx_id=101，比高水位大，处于红色区域，不可见； 接着，找到上一个历史版本，一看 row trx_id=102，比高水位大，处于红色区域，不可见； 再往前找，终于找到了（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，虽然期间这一行数据被修改过，但是事务 A 不论在什么时候查询，看到这行数据的结果都是一致的，所以我们称之为一致性读。这也验证了可重复读隔离级别为什么能避免脏读（A 读不到 B 更新过后的数据，因为 A 在执行 get k 的时候事务 B 还未提交）

但是现在还有一个问题：事务 C 执行完更新语句就提交了，为什么事务 B 在更新后 k = 3 呢？（按道理事务 B 在创建的时候，事务 C 还没开始，所以事务 B 的一致性视图里数组不包含事务 C，可在更新时却还是读到了事务 C 更新后的数据）。

注意在数据的多版本中，不管事务有无提交数据更新都会被记录为一个版本。

之所以如此是因为更新是另一条规则：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）。所以事务 B 读到的是事务 C 提交的最新值。

而在事务 B 更新后，事务 B 继续执行 get k，k = 3，是因为这个时候的最新值是事务 B 更新后的，row trx_id 就等于事务 B 的 transaction id。

而除了更新语句是当前读外，select 语句如果加锁也是当前读，也就是说加了锁就是当前读（因为更新会加行锁）

下面这两个 select 语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）。所以它们都可以读到版本号是 101 的数据。

mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
mysql> select k from t where id=1 for update;

而当出现下面的情况：事务 C’ 修改 k 后并没有提交，这时候事务 B 修改 k 会发生什么呢？

这个时候两阶段锁就发挥作用了：由于事务 C’ 没提交，所以行锁不会释放，那么事务 B 就会被锁住进入等待状态。

到这里，我们把一致性读、当前读和行锁就串起来了。

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。

读提交的能力是怎么实现的？

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；
• 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。

也就是说区别在与快照的时机，读提交是在语句每次执行的时候，不可重复读是事务创建的时候。

所以事务 A 执行 get k 时，因为 101 未提交所以不可见，而 102 属于已提交可见。所以最终返回 k = 2。