70 mysql 中事务的隔离级别

前言

mysql 隔离级别有四种 未提交读, 已提交读, 可重复度, 序列化执行

然后不同的隔离级别存在不同的问题 

未提交读存在 脏读, 不可重复度, 幻觉读 等问题

已提交读存在 不可重复度, 幻觉读 等问题

可重复读存在 幻觉读 等问题

序列化执行 没有以上问题

然后 我们这里 来调试一下 以上各个事务隔离级别中存在的对应的问题

 

 

未提交读 READ_UNCOMMITTED

脏读

执行序列如下 

tx1 : begin;
tx2 : begin;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_updated', field2 = 'field2_updated' where id = 5;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx1 : commit;
tx2 : commit;

 

然后 我们这里核心关注的是 第三条语句, 和 第五条语句的执行结果

第三条语句的执行, 根据主键定位到对应的记录的位置, 获取记录 判断是否匹配条件

3006d46e30e981b9b7bad3322a632099.png

 

这个 row_search_mvcc 依次会遍历两次, 第一次定位到的是 id=5 的记录 

第二次是 继续向下迭代, 找到的下一条记录 id=10, 接着跳出 

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第四条语句的执行, 标记删除原有的记录, 新增新的记录如下 

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第五条语句的执行, 可以看到这里的 rec 即为上面 update 操作之后新增的 rec 

因此这个可以理解为一个 “无锁”状态的隔离级别

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不可重复度

未提交读 存在脏读问题, 那么就一定存在 可重复度的问题

这里不再赘述, 调试这一过程 

事务1开始事务
事务1 查询 id 为 5 的记录, 发现记录为 field1 字段为 ”field1” 
事务2开始事务
事务2插入 id 为 5 的记录
事务2提交事务 
事务1 查询 id 为 5 的记录, 发现记录为 field1 字段为 ”field1_updated” 
事务1提交

 

 

幻觉读

未提交读 存在不可重复读问题, 那么就存在 幻觉读的问题

这里不再赘述, 调试这一过程 

事务1开始事务
事务1 查询 id 为 20 的记录, 发现不存在 
事务2开始事务
事务2插入 id 为 20 的记录
事务2提交事务 
事务1 查询 id 为 20 的记录, 发现存在 
事务1提交

 

 

已提交读 READ_COMMITTED

脏读

已提交读, 无脏读问题, 主要是基于 MVVC 来解决脏读的问题的

执行序列如下, 我们这里更加关心的是 id=5 的记录的更新, 更关注的是 第六七八条sql的执行, 按照常理来推断 tx1 会比 tx2 的事务号 小1, 在 INNODB_TRX 数据表中可以看到各个事务的详细信息 

tx1 : begin;
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_dummy', field2 = 'field2_dummy' where id = 10;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : begin;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_updated', field2 = 'field2_updated' where id = 5;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : commit ;
tx1 : commit ;

 

第三条查询, rec 数据如下 

f9ed2235d873cdab36c14b0028bc2a35.png

 

rec 中数据拆解如下 

024119dad8cd9654ba3aabc9cc8bc5e4.png

 

第六条更新的处理如下, 新增记录为 insert_buf

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第七条查询处理如下, 根据 主键的 id 这边定位到的记录为 上面 新增的更新之后的 记录信息

a45ab0262aef20b12db10de1081ea691.png

 

更新操作新增的记录信息如下, 从这里的事务号可以做一个大致的推导 

更新记录的事务是 tx2, 这里的事务编号为 44104, 因此 tx1 的事务编号为 44103

80160323bcea5f85ed1304f50d96a32a.png

 

 

判断当前记录是否对目标 ReadView 可见的方式如下, 具体的各个字段的逻辑意义可以参考 MVCC::view_open

m_low_limit_id, m_low_limit_no 表示的是当前创建 ReadView 的时候事务系统最大的事务编号 

m_up_limit_id 表示的是创建 ReadView 的时候, 除去当前事务的写视图列表 中最小的事务编号 

m_ids 表示的是创建 ReadView 的时候, 事务系统中 除去当前事务的写视图列表 

m_creator_trx_id 表示的是当前 事务id

一个关键的地方就是, 如果当前事务未产生写操作, m_creator_trx_id 为 0, 并且 INNODB_TRX 中的 trx_id 的字段数据也不准确 

所以这里的判断标准为, 如果是小于活跃的最小写事务 或者 当前事务的更新, 是直接判断为可读取的 

如果是大于 创建 ReadView 的时候的事务系统的最大的事务编号, 不可读取 

如果 没有其他的活跃的写事务列表 则可以读取目标记录

如果 事务编号 是 其他的活跃写事务 更新的, 不可读 

 

对于我们这里的场景, 更新之后的记录 对于 事务1 来说, 不可读, 因为 该记录的更新事务存在于 m_ids 列表中 

对于事务2来说, 可读, 因为该记录的更新事务 就是当前事务

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然后回到问题现场, 我们看一下 这里的两个事务的读写的情况, 首先看一下 tx1

m_low_limit_id, m_low_limit_no 为当前事务系统中最大的事务编号, 为 44105, 

m_up_limit_id 为 除去当前事务之外的其他写事务的最小的编号 44104

m_creator_trx_id, prebuilt->trx->id 表示当前事务的事务编号

m_ids 表示的是除去当前事务之外的其他的写事务, 这里仅仅有 tx2 编号为 44104

然后这里 rec 最新是被 tx2 更新的, 因此记录中的 trxId 为 44104, 根据上面 ReadView::changes_visiables 的相关约束, 可以知道这里 tx1 是读取不到这里最新的 rec 的 

因此这里 row_sel_build_prev_vers_for_mysql 是根据 undo log 向前回溯更老版本的记录信息

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回溯之后的记录如下, 为下面的 old_vers, 其内容和更新之前的 rec 的记录内容一样 

然后 下面的时候更新 rec, prev_rec, 然后走 row_search_mvcc 之后的流程 

然后是 根据主键迭代下一条记录, id=10, 然后 在 row_search_mvcc 的流程中 匹配不上查询条件, 返回 DB_RECORD_NOT_FOUND 跳出循环 

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old_vers 的内容剖析如下, trx_id 为 44101, 这个对于当前事务 来说是可见的 如果是小于活跃的最小写事务 或者 当前事务的更新, 是直接判断为可读取的 

9dd207e308a74e2e1ff221c951bdc010.png

 

然后回到问题现场, 我们看一下 这里的两个事务的读写的情况, 首先看一下 tx2

m_low_limit_id, m_low_limit_no 为当前事务系统中最大的事务编号, 为 44105, 

m_up_limit_id 为 除去当前事务之外的其他写事务的最小的编号 44103

m_creator_trx_id, prebuilt->trx->id 表示当前事务的事务编号

m_ids 表示的是除去当前事务之外的其他的写事务, 这里仅仅有 tx2 编号为 44103

然后这里 rec 最新是被 tx2 更新的, 因此记录中的 trxId 为 44104, 根据上面 ReadView::changes_visiables 的相关约束, 可以知道这里 tx2 可以读取到这里最新的 rec 的 

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最新的记录内容拆解如下, trxId 为 44104 就是当前事务, 当前事务可读目标记录 

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不可重复读

已提交读, 无脏读问题, 但是还是存在重复读的问题, 意思就是在 同一个事务中, 未更新某记录 但是多次查询该记录 得到的状态不相同

执行序列如下, 我们这里更加关心的是 id=5 的记录的更新, 更关注的是 第六八九条sql的执行, 按照常理来推断 tx1 会比 tx2 的事务号 小1, 在 INNODB_TRX 数据表中可以看到各个事务的详细信息 

tx1 : begin;
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_dummy', field2 = 'field2_dummy' where id = 10;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : begin;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_updated', field2 = 'field2_updated' where id = 5;
tx2 : commit ;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx1 : commit ;

 

我们这里着重关注 第八条 这里的查询, 因为前面的处理 和上面脏读的 case 都是一样的

m_low_limit_id, m_low_limit_no 为当前事务系统中最大的事务编号, 为 44106, 

m_up_limit_id 为 除去当前事务之外的其他写事务的最小的编号 NULL, 默认取最大的事务编号

m_creator_trx_id, prebuilt->trx->id 表示当前事务的事务编号

m_ids 表示的是除去当前事务之外的其他的写事务, 这里为空, 因为 tx2 已经提交了

然后这里 rec 最新是被 tx2 更新的, 因此记录中的 trxId 为 44104, 根据上面 ReadView::changes_visiables 的相关约束, 可以知道这里 tx2 可以读取到这里最新的 rec 的 

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幻觉读

已提交读 存在不可重复读问题, 那么就存在 幻觉读的问题

这里不再赘述, 调试这一过程 

事务1开始事务

事务1 查询 id 为 20 的记录, 发现不存在 

事务2开始事务

事务2插入 id 为 20 的记录

事务2提交事务

事务1 查询 id 为 20 的记录, 发现存在 

事务1提交

 

 

可重复读 REPEATABLE_READ

脏读

可重复读, 无脏读问题, 主要是基于 MVVC 来解决脏读的问题的

执行序列如下, 和上面已提交读解决脏读问题一样, 这里不再赘述

tx1 : begin;
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_dummy', field2 = 'field2_dummy' where id = 10;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : begin;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_updated', field2 = 'field2_updated' where id = 5;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : commit ;
tx1 : commit ;

 

 

不可重复读

这个主要也是基于 MVVC 的处理, 和上面 已提交读 的差异主要是在于 ReadView 的生命周期 

已提交读 中 ReadView 这边每一次查询, 都会重新创建 ReadView, 每一次 MVCC::view_open 的时候 会从 trx_sys 中获取最新的 m_low_limit_no, m_low_limit_id, m_ids, m_up_limit_id

然后 只要有 写事务tx2 提交了, 然后 tx1 这边下一次查询的时候创建最新的 ReadView, 获取到的就是 m_low_limit_no, m_low_limit_id, m_up_limit_id 为 trx_sys->max_trx_id, 然后 m_ids 列表为空 

因此当 tx2 这边提交了事务之后, tx1 就可以读取到 tx2 的改动了 

 

然后 可重复读这边 ReadView 这边的生命周期相对较长, 是延迟到了 事务结束

因此 在该事务生命周期能够看到的数据是固定的, 一方面是创建事务的时候的快照, 另一方面是当前事务的相关调整 

 

已提交读这边每一次执行对于 ReadView 的关闭的处理, 可以看到的是 未提交读 和 已提交读 这边每一次 optimize 完成之后会关闭 ReadView

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然后 我们来看拿一下 可重复读 这边对于 可重复读 的问题的处理, 就是保存了一个 ReadView 的快照 

sql 执行序列如下 

tx1 : begin;
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_dummy', field2 = 'field2_dummy' where id = 10;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : begin;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_updated', field2 = 'field2_updated' where id = 5;
tx2 : commit ;
tx1 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx2 : select * from tz_test_02 where id = 5;
tx1 : commit ;

 

我们这里关注的是 第三个查询, 第六个更新, 第八个查询 

这里第三个查询的时候, 创建的 ReadView 的快照 

m_low_limit_id, m_low_limit_no 为当前事务系统中最大的事务编号, 为 44107

m_up_limit_id 为 除去当前事务之外的其他写事务的最小的编号 NULL, 默认取最大的事务编号 44107

m_creator_trx_id, prebuilt->trx->id 表示当前事务的事务编号

m_ids 表示的是除去当前事务之外的其他的写事务, 这里为空, 因为 tx2 尚未开始

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第六个更新的使用, 新增的记录信息如下, insert_buf 则是新的记录的数据 

然后 rec 中是更新之后的数据, 从上下文 或者 上面的 tx1 的事务号 可以推导出 tx2 的事务号为 47107

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这里可以看出新的记录事务编号为 47107, 这就是当前事务的事务编号 

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第八个查询如下, tx1 的 ReadView 如下, 可以看到的是 和创建的时候一样

然后当前 记录的 trxId 为 47017, 然后明显是对于当前事务不可见的, 然后 需要 查看之前的版本

至此就解释了 可重复读 这边的一个具体的实现, 在事务开始的查询的地方创建的 ReadView, 而后 事务结束进行 close 

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然后事务 commit 的时候, 关闭当前事务关联的 ReadView

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幻觉读

在可重复读中构造 幻觉读的场景主要是基于了 mysql, select for update, select lock in share mode, insert, update, delete 是基于当前读的, 普通的无锁 select 是基于快照读 

执行序列如下

tx1 : begin;
tx1 : select * from tz_test_02;
tx2 : begin;
tx2 : INSERT INTO `test_02`.`tz_test_02`(`id`, `field1`, `field2`) VALUES (25, 'field25', '25');
tx2 : commit ;
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_phantom', field2 = 'phantom' where id = 25;
tx1 : select * from tz_test_02;
tx1 : commit ;

 

我们这里核心关注的是 第四行的 insert, 和 第六行的 update 和 第七行的 select 

update 需要在 commit 之后, 因为 tx2 插入记录的时候在记录上面有一个 插入意向锁, tx1 update 的时候, mysql 这边会将插入意向锁升级为 行排他锁, 然后 tx2 获取 行排他锁 失败, 需要阻塞等待 

新增元素的时候, 会在元素上面增加一个 隐式锁, 但是 添加的地方 我这边没有找到

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第六行的 update, 将目标记录的 trxId 更新为 tx1 的事务编号 

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更新之后的记录信息如下, 事务编号为 47277

e05113e91880410521602ba4516c18f8.png

 

row_search_mvcc 的时候查询到目标记录, trxId 为 42477, 然后就是当前事务的更新

当前 ReadView 可读, 然后将数据 响应回去

28f30ab6359b422b4dfb8bd67cbcfbac.png

 

响应结果如下 

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串行化 SERIALIZED

所有的读操作增加读锁, 所有的写操作增加写锁, 从而保证每一条语句的执行都在一个安全的上下文 

执行序列如下, 比如 tx1 这边执行了 “select * from tz_test_02;” 之后, 会在查询的所有行上面增加 行共享锁 

然后 tx2 上面执行 “INSERT INTO” 会尝试获取 supremum 记录的行排他锁, 获取失败, 然后 阻塞等待 tx1 释放持有的锁 

tx1 : begin;
tx1 : select * from tz_test_02;
tx2 : begin;
tx2 : INSERT INTO `test_02`.`tz_test_02`(`id`, `field1`, `field2`) VALUES (25, 'field25', '25');
tx2 : commit ;
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_phantom', field2 = 'phantom' where id = 25;
tx1 : select * from tz_test_02;
tx1 : commit ;

 

 

事务2 增加隐式锁, 事务1获取锁升级的流程

在上面 可重复读 的 幻觉读 的示例中, 我们将 tx1 的更新提前到 tx2 提交之前, 此时 tx1 的更新会阻塞住, 我们这里看一下 这个流程

执行序列如下

tx1 : begin;
tx1 : select * from tz_test_02;
tx2 : begin;
tx2 : INSERT INTO `test_02`.`tz_test_02`(`id`, `field1`, `field2`) VALUES (25, 'field25', '25');
tx1 : update tz_test_02 set field1 = 'field1_phantom', field2 = 'phantom' where id = 25;
tx2 : commit ;
tx1 : select * from tz_test_02;
tx1 : commit ;

 

第四句 sql 插入记录, 新增元素的时候, 会在元素上面增加一个 隐式锁, 但是 添加的地方 我这边没有找到

985447fe22f0ab7c147b16de6fc08fae.png

 

第五句 update, 导致的 隐式锁 升级为 显式锁

从上下文可以知道, 这里是升级成为了一个 行排他锁

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这里当前 update 操作, 也是申请 该记录的行排他锁, 该行排他锁已经被 tx2 持有, 会被 tx2 阻塞 

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完

 

 

 

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【已解决】启动此实时调试器时未使用必需的安全权限。要调试该进程，必须以管理员身份运行此实时调试器。是否调试该进程?

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基于Qt的登陆界面设计

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