mysql之事物_事务t5执行更新操作:update

事务理解笔记

事务的作用：
ACID：
（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性）
多事务产生的问题：
脏读（dirty read）、
不可重复读（non-repeatable read）、
幻读（phantom read）
SQL的标准隔离级别：
读未提交（read uncommitted）：一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
读提交（read committed）：一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
可重复读（repeatable read）：一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。
串行化（serializable ）：对于同一行记录读写都会加锁，所以同时只有一个事务可以访问此条数据。

读提交

读提交是没有间隙锁的。当Binlog为statement格式情况下可能会造成binlog的日志重放时数据不一致情况。须改成row模式。

因为Binlog记录为为按照提交顺序写入。此时sessionB,sessionC会首先写入然后才会写入A。
T5时刻查到了sessionC的新增记录，属于幻读情况。需要间隙锁去规避。

可重复读分析

在此级别下，A事务启动时创建一个视图 read-view，之后当前事务A执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务A看到的仍然在跟启动时一样。
示例
insert into t(id, k) values(1,1)
autocommit=1
![](https://img-blog.csdnimg.cn/20201128131238222.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MTY3ODg1Mg==,size_16,color_FFFFFF,t_70![在这里插入图片描述](https://img-blog.csdnimg.cn/20210321164932689.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MTY3ODg1Mg==,size_16,color_FFFFFF,t_70

注意： begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句，事务才真正启动。
start transaction with consistent snapshot 这个命令马上启动一个事务

查询结果：
事务A得到K值为1，符合当前隔离级别所描述；
事务B得到K值为3，按照可重读规则，k值应该为2，有些不符合预想，针对于事务B最后的 查询得到值为3下面做详细的说明：
一：从时间线分析：
T1：事务A启动- 形成视图
T2：事务B启动- 形成视图
T3：事务B查询k值为1
T4：执行update k+1语句，执行完毕。此时数据库K落库值为2
T5：事务B执行update k+1语句，–此时出现一条更新规则： 更新数据为先读后写，这个读为只能读当前值，称为“当前读”。 所以更新语句前读到K值为当前落库值2，进行更新操作。(当此操作进行后，当前事务不提交，则id为1的这条记录其他事务更改会阻塞)
T5：事务B查询K值，在2中形成的视图中查询+自己修改的数据，得到K为3
T6：事务A查询K值，在1中形成的视图查询，得到K为1，事务A提交
T7：事务B提交，落库K值为3

二：从MVCC版本分析：
InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，为transaction id，事务开始向InnDB事务系统申请，严格按照申请顺序递增，每行数据会被多个事务更改，每次事务更新数据会生成新版本，并且把当前transaction id 赋值给这个新版本的事务 ID，记为row trx_id。 所以每行数据其实都有能有多个版本，每个版本有自己的row trx_id。

1：新增语句执行insert into t(id, k) values(1,1)，假设事务ID为1， 此时定义当前版本row trx_id=1，
事务自动提交； 版本生效
2：事务C执行，将K值+1 变为2，事务C的ID定义为4，当前版本row trx_id=4，事务C提交，变更日志落库。版本生效
3: 事务B执行修改语句，因更新规则限制所以进行当前读 读到K值为2 ，row trx_id=4， 进行update将K值+1变为3，事务B的ID定义为3，row trx_id=3
4：事务B查询K值，（按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果/当前自己事务变更。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见），此时可以查到版本信息为3的数据，也就是自己事务更改的数据，及事务启动时的视图数据。 当前事务B未提交，所有针对于id=1的这条数据无法进行更新操作。
5：事务A查询K值，根据事务创建时的一致视图及自身事务ID进行查询，得到K值为1，事务A提交
6：事务B提交，版本生效，其他针对于ID=1的更新语句可以进行操作。

mysql的具体实现：
InnoDB为每个事务构造了一个活跃事务数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。并且保存了一个叫高水位的值。通过这个数组和高水位来组成一致性视图。
活跃事务数组：指的就是，启动了但还没提交。
低水位：活跃事务里面最小的事务ID的事务记为低水位。
高水位：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。
一致性视图：通过这个活跃事务数组和高水位，组成了当前事务的一致性视图。

例子：
可重复度的级别下
事务15获查询id=1的数据行，当前数据行的数据版本可能存在多个。如何判断改查询的是哪个版本的数据行，就是通过 事务A启动时生成的一致性视图来区分。
根据定义进行判断是否能看到那个版本的数据行，在活跃事务数组内的数据行修改看不到，在高水位意以上的未来事务修改看不到，只能看到已提交和自己修改的版本。