Linux——MySQL事务

什么是事务

CURD不加控制，会有什么问题？

当客户端A检查还有一张票时，将票卖掉，还没有执行更新数据库时，客户端B检查了票数，发现大于0，于是又卖了一次票。然后A将票数更新回数据库。这是就出现了同一张票被卖了两次。 CURD满足什么属性，能解决上述问题？

1. 买票的过程得是原子的
2. 买票互相应该不能影响
3. 买完票应该要永久有效
4. 买前，和买后都要是确定的状态 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。

事务就是要做的或所做的事情，主要用于处理操作量大，复杂度高的数据。

假设一种场景：你毕业了，学校的教务系统后台 MySQL 中，不在需要你的数据，要删除你的所有信息(一般不会:) ), 那么要删除你的基本信息(姓名，电话，籍贯等)的同时，也删除和你有关的其他信息，比如：你的各科成绩，你在校表现，甚至你在论坛发过的文章等。这样，就需要多条 MySQL 语句构成，那么所有这些操作合起来，就构成了一个事务。

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？

所以，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（ Readuncommitted ）、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）。

为什么会出现事务

虽然说上面已经理解了七七八八，但是要站在另一种角度（数据库使用者）去理解。 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. 备注：我们后面把 MySQL 中的一行信息，称为一行记录。

事务的版本支持

在 MySQL 中只有使用了 Innodb 数据库引擎的数据库或表才支持事务， MyISAM 不支持。 查看数据库引擎：

show engines \G *************************** 1. row *************************** Engine: InnoDB – 引擎名称 Support: DEFAULT – 默认引擎 Comment: Supports transactions, row-level locking, and foreign keys – 描述 Transactions: YES – 支持事务 XA: YES Savepoints: YES – 支持事务保存点 *************************** 2. row *************************** Engine: MRG_MYISAM Support: YES Comment: Collection of identical MyISAM tables Transactions: NO XA: NO Savepoints: NO *************************** 3. row *************************** Engine: MEMORY --内存引擎 Support: YES Comment: Hash based, stored in memory, useful for temporary tables Transactions: NO XA: NO Savepoints: NO *************************** 4. row *************************** Engine: BLACKHOLE Support: YES Comment: /dev/null storage engine (anything you write to it disappears) Transactions: NO XA: NO Savepoints: NO *************************** 5. row *************************** Engine: MyISAM Support: YES Comment: MyISAM storage engine Transactions: NO – MyISAM不支持事务 XA: NO Savepoints: NO *************************** 6. row *************************** Engine: CSV Support: YES Comment: CSV storage engine Transactions: NO XA: NO Savepoints: NO *************************** 7. row *************************** Engine: ARCHIVE Support: YES Comment: Archive storage engine Transactions: NO XA: NO Savepoints: NO *************************** 8. row *************************** Engine: PERFORMANCE_SCHEMA Support: YES Comment: Performance Schema Transactions: NO XA: NO Savepoints: NO *************************** 9. row *************************** Engine: FEDERATED Support: NO Comment: Federated MySQL storage engine Transactions: NULL XA: NULL Savepoints: NULL

事务提交方式

事务的提交方式常见的有两种： 1.自动提交 2.手动提交

查看事务提交方式

show variables like ‘autocommit’;

ON表示自动提交。 用 SET 来改变 MySQL 的自动提交模式:

SET AUTOCOMMIT=0; #SET AUTOCOMMIT=0 禁止自动提交

SET AUTOCOMMIT=1; #SET AUTOCOMMIT=1 开启自动提交

事务常见操作方式

准备的工作：

Centos 7 云服务器，默认开启3306 mysqld服务

这里可以说明，连接远端的MySQL主机并不只能有单单一个。

为了便于演示，我们将mysql的默认隔离级别设置成读未提交。

set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED;

需要重启终端，进行查看：

select @@tx_isolation;

创建测试表：

基本操作

证明事务的开始与回滚 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

start transaction; – 开始一个事务begin也可以，推荐begin mysql> savepoint save1; – 创建一个保存点save1（相当于定位坐标，方便回滚）

insert into account values (1, ‘张三’, 100);-- 插入一条记录

savepoint save2; – 创建一个保存点save2 insert into account values (2, ‘李四’, 10000); – 在插入一条记录

按照之前说的事务概念，上面所有的语句全都会被打包成一个事务。

rollback to save2; – 回滚到保存点save2

rollback; – 直接rollback，回滚在最开始

commit； – 提交当前事务，结束当前事务，提交完毕之后就无法进行回滚操作了，语法不会报错，但是数据会在对应的表当中永久保存

事务异常与结论

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） 首先表内无数据。

begin; --开启事务 insert into account values (1, ‘张三’, 100); – 插入记录

Aborted – ctrl + \ 异常终止MySQL

这里因为没有commit提交事务，所以就会回滚，如果再客户端崩溃之前提交了事务就不会发生这种情况。 证明commit了，客户端崩溃，MySQL数据不会在受影响，已经持久化

注意：begin操作会自动更改提交方式，不会受MySQL是否自动提交影响 证明单条 SQL 与事务的关系 实验1：

set autocommit=0; --关闭自动提交 insert into account values (2, ‘李四’, 10000); --插入记录 ^DBye --ctrl + \ or ctrl + d,终止终

这里虽然插入了，但是一旦客户端崩溃，再次查看表，数据直接就回滚了。 实验2：

set autocommit=1; --开启默认提交 insert into account values (2, ‘李四’, 10000); Aborted --异常终止

这里开启了自动提交事务，虽然客户端崩溃，但是数据并没有回滚并且永久保存。 也就相当于每一条单SQL都是单事务。 结论： 1.只要输入begin或者start transaction，事务便必须要通过commit提交，才会持久化，与是否设置set autocommit无关。 2.事务可以手动回滚，同时，当操作异常，MySQL会自动回滚。 3.对于 InnoDB 每一条 SQL 语言都默认封装成事务，自动提交。（select有特殊情况，因为MySQL 有 MVCC ） 4.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)。 5.那么隔离性？一致性？（后面再说） 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。

事务隔离级别

如何理解隔离性1

1.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。 2.一个事务可能由多条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，其实就是让用户层，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。 3.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。 4.就如同你妈妈给你说：你要么别学，要学就学到最好。至于你怎么学，中间有什么困难，你妈妈不关心。那么你的学习，对你妈妈来讲，就是原子的。那么你学习过程中，很容易受别人干扰，此时，就需要将你的学习隔离开，保证你的学习环境是健康的。 5.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。 6.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。

结论： 在事务场景当中，隔离是必要的。 是运行中的事务进行互相隔离。 在运行事务中不会出现相互干扰（隔离性，因为有隔离级别的存在，隔离级别根据影响不同而决定）。

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。（上面的崩溃回滚场景） **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。 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。 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。

查看与设置隔离性

查看

SELECT @@global.tx_isolation; --查看全局隔级别

SELECT @@session.tx_isolation; --查看会话(当前)全局隔级别

SELECT @@tx_isolation; --默认同上

设置——设置当前会话 or 全局隔离级别语法 SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

set session transaction isolation level read committed;（设置当前会话为读提交） 设置当前会话隔离性，另起一个会话，看另一个会话发现并不是读提交，只影响当前会话。

设置全局隔离性，另起一个会话，会被影响，全局的设置完毕要重启客户端才会生效。

set global transaction isolation level READ COMMITTED;

注意：一般最好不要轻易该隔离级别。

隔离级别实验

读未提交

几乎没有加锁，虽然效率高，但是问题太多，严重不建议采用。 – 设置隔离级别为 读未提交

set global transaction isolation level read uncommitted;

– 重启客户端

启动两个事务并发进行：

用这个表做实验。

update account set blance=123.0 where id=1; --更新指定行

这里事务都未进行提交，另一个进行读。 这时如果客户端不进行提交，直接退出，那么表就会进行回滚。 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

读提交

set global transaction isolation level read committed;

– 重启客户端 当前数据：

update account set blance=321.0 where id=1; --更新张三数据

这里进行查看并没有更新。因为并没有提交。 但其实已经写入数据库当中了。

自己去查询的时候发现信息已经被更改了。 此时还在当前事务中，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。 提交之后另一个客户端再次查询就能看到信息变更了。

虽然客户端提交了数据，另一个客户端能看到，但是另一个客户端也在进行事务中，他们两个是并发的，这样显然不太好，最好是另一个客户端结束当前事务另开下一个事务看到。 举个例子：

假设一个公司里，马上要发年终奖了，年终奖是根据工资的范围来算的，假设分为A,B,C,D。 员工小明跟老板要求涨薪资，老板同意了，让技术部门在管理系统进行修改。 技术部门的人开始修改（事务开始），与此同时，准备颁布年终奖的人再管理系统进行查询（事务的开始），刚查到小明是在C挡，然后记录了名单，准备继续往上查的时候，技术部门突然修改了小明的薪资，提升到了B档，然后查询薪资的人又在B档薪资的人看到了小明，然后发现这个名单要记录小明两次，小明一个人就要得到两次年终奖！！！这时不合理的，也是不公平的，所以这就是不可重复读的缺陷。

可重复读

set global transaction isolation level repeatable read; --设置全局隔离级别

begin; --开启事务，同步的，另一终端也开始事务

update account set blance=4321.0 where id=1; --更新数据

commit; – 这次让另一个终端进行提交

commit 之后，另一个终端查看当前表中数据，数据未更新。 可以看到，在另一个终端中，事务无论什么时候进行查找，看到的结果都是一致的，这叫做可重复读！

如果将上面的终端A中的update操作，改成insert操作，会有什么问题？？ 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)。

串行化

对所有操作全部加锁，进行串行化，不会有问题，但是只要串行化，效率很低，几乎完全不会被采用

set global transaction isolation level serializable;

select * from account; --两个读取不会串行化，共享锁

update account set blance=1.00 where id=1; --终端A中有更新或者其他操作，会阻塞。直到终端B事务提交。

总结： 1.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。 2.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。 3.说明： mysql 默认的隔离级别是可重复读,一般情况下不要修改。 4.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

如何理解隔离性2

数据库并发的场景有三种： 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)

MVVCC机制

读-写 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。 1.每个事务都有自己的ID，可以根据这个ID的大小来判断事务先后到来的顺序。 2.mysqld可能会面临处理多个事务的情况，事务也有自己的生命周期，所以要对多个事务进行管理，也就是说事务拥有自己的结构体。 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 3个记录隐藏列字段 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。

测试表：

表面看起来只有age一个字段，其实应该是这样的：

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 日志 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)。 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。 此时，最新的记录是’李四‘那条记录。 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)。 事务11,因为也要修改，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中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。 现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。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11提交，释放锁。

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。 上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。

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。

select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？ 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：selectlock 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？是隔离级别! 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。

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。

下面是简化 ReadView 结构：

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… };

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 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 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有，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。

对应源码策略：

在这里插入图片描述

由此可知： read view是事务可见性的一个类，不是事务创建出来，就会有read view,而是当这个事务(已经存在)，首次进行快照读的时候，mysq1形成read view!

如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件，即可以看到。上面的readview 是当你进行select的时候，会自动形成。

整体流程 假设当前有条记录：

事务操作：

事务4：修改name(张三) 变成name(李四)

当 事务2 对某行数据执行了 快照读 ，数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图。

//事务2的 Read View m_ids; // 1,3，事务4已经提交了，所以看不到了 up_limit_id; // 1 low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID creator_trx_id // 2

此时版本链是：

只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务。 因为事务4先提交，事务2在形成快照，所以，当前事务2能看到版本链中的哪一个，我们从DB TRX ID=4开始找。

地址：0x1122334455

我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

//事务2的 Read View m_ids; // 1,3 up_limit_id; // 1 low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID creator_trx_id // 2 //事务4提交的记录对应的事务ID DB_TRX_ID=4 //比较步骤 DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? 不小于，下一步 DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步（证明不是在事务2快照之后来的） m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。 //结论 故，事务4的更改，应该看到。 所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

RR 与 RC的本质区别

当前读和快照读在RR级别下的区别

select * from user lock in share mode ,以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读。

测试表：

set global transaction isolation level REPEATABLE READ;设置RR模式下测试

测试一：

测试二：

用例1与用例2：唯一区别仅仅是 表1 的事务B在事务A修改age前 快照读 过一次age数据。

也就是说用例1的事务B快照读是在事务A没提交的时候形成的read view，此时的read view里面有事务A，默认是和事务B一起运行的，所以事务A未提交的时候事务B是查询不到的；但是用例2没有在事务A提交之前进行快照读，虽然他们两个都是同时进行了begin，但是read view只会在第一次快照读才会生成。

而 表2 的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。（read view形成的时机不同，会影响事务的可见性） 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。

RR 与 RC的本质区别 1.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。 2.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。 3.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； 4.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。 5.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。 6.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。 7.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。