56、MySQL最牛的RR隔离级别,是如何基于ReadView机制实现的?
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2022-8-26
今天来接着给大家讲解,MySQL中最牛的RR隔离级别,是如何同时避免不可重复读问题和幻读问题的。
其实大家现在应该都知道,在MySQL中让多个事务并发运行的时候能够互相隔离,避免同时读写一条数据的时候有影响,是依托undo log版本链条和ReadView机制来实现的。
上次我们都讲过了,基于ReadView机制可以实现RC隔离级别,即你每次查询的时候都生成一个ReadView,这样的话,只要在你这次查询之前有别的事务提交了,那么别的事务更新的数据,你是可以看到的。
那么如果是RR级别呢?RR级别下,你这个事务读一条数据,无论读多少次,都是一个值,别的事务修改数据之后哪怕提交了,你也是看不到人家修改的值的,这就避免了不可重复读的问题。
同时如果别的事务插入了一些新的数据,你也是读不到的,这样你就可以避免幻读的问题。
那么到底是如何实现的呢?我们今天来看看。
首先我们还是假设有一条数据是事务id=5的一个事务插入的,同时此时有事务A和事务B同时在运行,事务A的id是60,事务B的id是70,如下图所示:
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这个时候,事务A发起了一个查询,他就是第一次查询就会生成一个ReadView,此时ReadView里的creator_trx_id是60,min_trx_id是60,max_trx_id是71,m_ids是[60,70],此时ReadView如下图所示。
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这个时候事务A基于这个ReadView去查这条数据,会发现这条数据的trx_id为50,是小于ReadView里的min_trx_id的,说明他发起查询之前,早就有事务插入这条数据还提交了,所以此时可以查到这条原始值的,如下图:
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接着就是事务B此时更新了这条数据的值为值B,此时会修改trx_id为70,同时生成一个undo log,而且关键是事务B此时他还提交了,也就是说此时事务B已经结束了,如下图所示:
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这个时候大家思考一个问题,ReadView中的m_ids此时还会是60和70吗?
那必然是的,因为ReadView一旦生成了就不会改变了,这个时候虽然事务B已经结束了,但是事务A的ReadView里,还是会有60和70两个事务id。
他的意思其实就是,在你事务A开启查询的时候,事务B当时是在运行的,就是这个意思。
那么好,接着此时事务A去查询这条数据的值,他会惊讶的发现此时数据的trx_id是70了,70一方面是在ReadView的min_trx_id和max_trx_id的范围区间的,同时还在m_ids列表中
这说明什么?
说明起码是事务A开启查询的时候,id为70的这个事务B还是在运行的,然后由这个事务B更新了这条数据,所以此时事务A是不能查询到事务B更新的这个值的,因此这个时候继续顺着指针往历史版本链条上去找,如下图:
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接着事务A顺着指针找到下面一条数据,trx_id为50,是小于ReadView的min_trx_id的,说明在他开启查询之前,就已经提交了这个事务了,所以事务A是可以查询到这个值的,此时事务A查到的是原始值,如下图:
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大家看到这里有什么感想?是不是感觉到这一下子就避免了不可重复读的问题?
你事务A多次读同一个数据,每次读到的都是一样的值,除非是他自己修改了值,否则读到的一直会一样的值。
不管别的事务如何修改数据,事务A的ReadView始终是不变的,他基于这个ReadView始终看到的值是一样的。
接着我们来看看幻读的问题他是如何解决的。假设现在事务A先用select * from x where id > 10来查询,此时可能查到的就是一条数据,而且读到的是这条数据的原始值的那个版本,至于原因,上面都解释过了,如下图:
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现在有一个事务C插入了一条数据,然后提交了,此时如下图所示:
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接着,此时事务A再次查询,此时会发现符合条件的有2条数据,一条是原始值那个数据,一条是事务C插入的那条数据,但是事务C插入的那条数据的trx_id是80,这个80是大于自己的ReadView的max_trx_id的,说明是自己发起查询之后,这个事务才启动的,所以此时这条数据是不能查询的。
因此事务A本次查询,还是只能查到原始值一条数据,如下图:
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所以大家可以看到,在这里,事务A根本不会发生幻读,他根据条件范围查询的时候,每次读到的数据都是一样的,不会读到人家插入进去的数据,这都是依托ReadView机制实现的。
好了,到此为止,如何基于ReadView机制实现RR隔离级别,避免不可重复读问题和幻读问题,就全部讲解清楚了,下次我们来做一个多事务并发隔离机制的总结。

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