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。

• 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）

• 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
2. 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
3. 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

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）

1. 事务A开始前，系统中只有一个活跃的事务ID是99

2. 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

3. 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]

• 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。
2. 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
3. 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
2. 版本已提交，但是是在视图创建之后提交的，不可见
3. 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



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
2. 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;
2. 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