MySQL中一致性非锁定读

一致性非锁定读(consistent nonlocking read)是指InnoDB存储引擎通过多版本控制(multi versionning)的方式来读取当前执行时间数据库中行的数据，如果读取的行正在执行DELETE或UPDATE操作，这是读取操作不会因此等待行上锁的释放。相反的，InnoDB会去读取行的一个快照数据

上面展示了InnoDB存储引擎一致性的非锁定读。之所以称为非锁定读，因为不需要等待访问的行上X锁的释放

快照数据是指该行之前版本的数据，该实现是通过undo段来完成。而undo用来事务中的回滚数据，因此快照数据本身没有额外的开销，此外，读取快照数据不需要上锁，因为没有事务需要对历史数据进行修改操作

可以看到，非锁定读机制极大地提高了数据库的并发性，在InnoDB存储引擎的默认设置下，这是默认的读写方式，即读不会占用和等待表上的锁。但是在不同的事务隔离级别下，读取的方式不同，并不是每个事务隔离级别下都是采用非锁定的一致性读，此外，即使使用非锁定的一致性读，但是对于快照数据的定义也各不相同

快照其实是当前行数据之前的历史版本，每行记录可能有多个版本，如图显示，一个行记录可能有不止一个快照数据，一般称这种技术为多版本技术，因此带来的并发控制。称为多版本并发控制(Multi Version Concurrency Control,MVCC)

在事务隔离级别RC和RR下，InnoDB存储引擎引擎使用非锁定的一致性读。然而，对于快照数据的定义却不相同。在rc事务隔离级别下，对于快照数据，非一致性读总是被锁定行的最新一份快照数据.而在RR事务隔离级别下，对于快照数据，非一致性读总是读取事务开始时的行数据版本。

首先在MySQL的连接会话A中执行SQL语句

>BEGIN;

>SELECT * FROM parent where id=1;

会话A中已经显式的执行了BEGIN开启了一个事务，并读取了表parent中id为1的数据，但事务并没有结束。于此同时，用户开启另一个会话B，这样可以模拟并发的情况，然后对会话B做如下操作

>BEGIN;

>UPDATE parent SET id=3 WHERE id=1;

会话B中将表parent中ID为1的改成3，但是同样事务没有提交，这样id=1的行其实加了一个X锁。这时如果在会话A中再次读取id为1的记录，根据InnoDB存储引擎的特性，即在RC和RR事务隔离级别下会使用非锁定的一致性读。回到之前的会话A，接着上次未提交的事务，执行SQL语句SELECT * FROM parent WHERE id=1操作，这时不管是RC还是RR，显示的数据都是1

由于当前id=1的数据被修改了1次，因此只有一个行版本的记录，接着在会话B中提交上次的事务

>commint;

在会话B提交事务后，A中再次运行SELECT * FROM parent WHERE id=1，在RC和RR的事务隔离级别下得到的结果就不一样了。在RC事务隔离级别，它总是读取行的最新版本，如果行被锁定，则读取该行版本的最新一个快照(fresh snapshot)在上述例子中，因为B已经提交了事务，所以在RC隔离级别下的结果是

>select @@tx_isolation; 查看当前事务隔离级别

> SELECT * FROM parent WHERE id=1  结果为空

而对于RR隔离级别，总是读取事务开始时的行数据，因此，对于RR事务隔离级别，得到的结果是

>select @@tx_isolation; 查看当前事务隔离级别

> SELECT * FROM parent WHERE id=1  结果为1