vlambda博客
学习文章列表

前言

MySQL有ACID四大特性，本文着重讲解MySQL不同事务之间的隔离性的概念，以及MySQL如何实现隔离性。下面先罗列一下MySQL的四种事务隔离级别，以及不同隔离级别可能会存在的问题。事务隔离级别越高，多个事务在并发访问数据库时互相产生数据干扰的可能性越低，但是并发访问的性能就越差。（相当于牺牲了一定的性能去保证数据的安全性）

下面这张表，展示了MySQL的四大隔离级别和伴随着的一些问题，下面详细介绍。

事务隔离级别

读未提交：多个事务同时修改一条记录，A事务对其的改动在A事务还没提交时，在B事务中就可以看到A事务对其的改动。

读已提交：多个事务同时修改一条记录，A事务对其的改动在A事务提交之后，在B事务中可以看到A事务对其的改动。

可重复读：多个事务同时修改一条记录，这条记录在A事务执行期间是不变的（别的事务对这条记录的修改不被A事务感知）。

串行化：多个事务同时访问一条记录（CRUD），读加读锁，写加写锁，完全退化成了串行的访问，自然不会收到任何其他事务的干扰，性能最低。

不同级别伴随的问题

脏读：A事务在提交前对一个字段的改动会被B事务感知，那么事务之间就很容易产生干扰，假如A对一个字段改动之后被B感知，但是A又回滚了事务，则对该字段的改动依旧保留在B的查询结果中，那么这样的数据就是脏数据（处于处理中间过程的数据）。

不可重复读：A事务对于一条记录的读取结果，在B事务对其修改并提交之后，A再次读取同一条记录会得到不同的结果。

幻读：侧重于A事务的同一个范围查询命令，前后两次得到不同的记录数量，原因是B事务可能对其进行了插入。

小结一下

通过阅读上面给出的内容，可以得到结论：

1. 读未提交隔离级别并没有对行数据的可见性做任何限制，所有事务之间的改动都是互相可见的，所以存在很多问题，不推荐使用；

1. 串行化隔离级别因为通过锁机制对记录的访问进行限制，所以安全性最高，但并发访问退化成串行访问，性能较低；

因此本文将侧重于探究MySQL如何实现 读已提交和 可重复读两种隔离级别（也就是你听闻的MVCC多版本并发控制的实现），通过后面的学习你将理解 读已提交隔离级别如何 解决脏读， 可重复读隔离级别如何更进一步 解决不可重复读。

接下来我将向你介绍 undo版本链机制以及 read view快照读机制，这两个机制相互配合是实现MVCC的核心，而 读已提交和 可重复读隔离级别的实现都是建立在这两个核心机制之上。

undo 版本链

undo 版本链就是指undo log的存储在逻辑上的表现形式，它被用于事务当中的回滚操作以及实现MVCC，这里介绍一下undo log之所以能实现回滚记录的原理。

对于每一行记录，会有两个隐藏字段：row_trx_id和 roll_pointer， row_trx_id表示更新（改动）本条记录的全局事务id （每个事务创建都会分配id，全局递增，因此事务id区别对某条记录的修改是由哪个事务作出的） ， roll_pointer是回滚指针，指向当前记录的前一个 undo log版本，如果是第一个版本则 roll_pointer指向nil，这样如果有多个事务对同一条记录进行了多次改动，则会在 undo log中以链的形式存储改动过程。

假如有两个事务AB，数据表中有一行id为1的记录，其字段a初始值为0，事务A对id=1的行的a修改为1，事务B对id=1的行的a字段修改为2，则 undo log版本链记录如下：

在上图中，最下方的undo log中记录了当前行的最新版本，而该条记录之前的版本则以版本链的形式可追溯，这也是事务回滚所做的事。那undo log版本链和事务的隔离性有什么关系呢？那就要引入另一个核心机制：read view。

read view

read view表示快照读，这个快照读会记录四个关键的属性：

1. create_trx_id: 当前事务的id

2. m_idx: 当前正在活跃的所有事务id（id数组），没有提交的事务的id

3. min_trx_id: 当前系统中活跃的事务的id最小值

4. max_trx_id: 当前系统中已经创建过的最新事务（id最大）的id+1的值

当一个事务读取某条记录时会追溯undo log版本链，找到第一个可以访问的版本，而该记录的某一个版本是否能被这个事务读取到遵循如下规则：（这个规则永远成立，这个需要好好理解，对后面讲解可重复读和读已提交两个级别的实现密切相关）

1. 如果当前记录行的rowtrxid小于mintrxid，表示该版本的记录在当前事务开启之前创建，因此可以访问到

2. 如果当前记录行的rowtrxid大于等于maxtrxid，表示该版本的记录创建晚于当前活跃的事务，因此不能访问到

3. 如果当前记录行的rowtrxid大于等于mintrxid且小于maxtrxid，则要分两种情况：

• 当前记录行的rowtrxid在midx数组中，则当前事务无法访问到这个版本的记录 （除非这个版本的rowtrxid等于当前事务本身的trxid，本事务当然能访问自己修改的记录） ，在m_idx数组中又不是当前事务自己创建的undo版本，表示是并发访问的其他事务对这条记录的修改的结果，则不能访问到。

• 当前记录行的rowtrxid不在m_idx数组中，则表示这个版本是当前事务开启之前，其他事务已经提交了的undo版本，当前事务可访问到。

配合使用 read view和 undo log版本链就能实现事务之间 并发访问相同记录时，可以根据事务id不同，获取同一行的不同undo log版本（多版本并发控制）。下面通过模拟并发访问的两个事务操作，介绍MVCC的实现（具体来说就是可重复读和读已提交两个隔离级别的实现）

可重复读

下面模拟两个并发访问同一条记录的事务AB的行为，假设这条记录初始时id=1，a=0，该记录两个隐藏字段rowtrxid = 100，roll_pointer = nil

注意：在可重复读隔离级别下，当事务sql执行的时候，会生成一个read view快照，且在本事务周期内一直使用这个read view，下面给出了并发访问同一条记录的两个事务AB的具体执行过程，并解释 可重复读是如何实现的（解决了 脏读和 不可重复读）。

事务A的read view：

create_trx_id = 101｜ m_idx = [101, 102]｜ min_trx_id = 101｜ max_trx_id = 103

事务B的read view：

create_trx_id = 102｜ m_idx = [101, 102]｜ min_trx_id = 101｜ max_trx_id = 103

（ps. 这里因为AB事务是并发执行，因此两个事务创建的read view的maxtrxid = 103）

这里要注意的是，每次对一条记录发生修改，就会记录一个undo log的版本，则在A事务中第二次查询id=1的记录的a的值的时候，B事务对该记录的修改已经添加到版本链上了，此时这个 undo log的 trx_id=102，在A事务的 read view的 m_idx数组中且不等于A事务的 trx_id=101，因此无法访问到，需要在向前回溯，这里找到 trx_id=100的记录版本（小于A事务 read view的 min_trx_id属性，因此可以访问到），故A事务第二次查询依旧得到a = 0，而不是B事务修改的a = 1。

你可能有疑问，在A事务第二次查询的时候，B事务已经完成提交了，那么A事务的read view的m_idx数组应该移除102才对啊，它存的不是当前活跃的事务的id吗？·

注意：在可重复读隔离级别下，当事务sql执行的时候，会生成一个read view快照，且在本事务周期内一直使用这个read view，虽然102确实应该从A事务的read view中移除，但是因为read view在可重复读隔离级别下只会在第一条SQL执行时创建一次，并始终保持不变直到事务结束。

那么也就明白了，在可重复读隔离级别下，因为read view只在第一条SQL执行时创建，因此并发访问的其他事务提交前改动的脏数据、以及并发访问的其他事务提交的改动数据都对当前事务是透明的（尽管确实是记录在了undo log版本链中） ，这就解决了脏读和不可重复读（即使其他事务提交的修改，对A事务来说前后查询结果相同）的问题！

读已提交

还是借助上面事务处理的例子，所有的事务处理流程不变，只是将隔离级别调整为读已提交，读已提交依旧遵守read view和undo log版本链机制，它和可重复读级别的区别在于，每次执行sql，都会创建一个read view，获取最新的事务快照。 而因为这个区别，读已提交产生了不可重复读的问题，下面来分析一下原因：

事务A第一次查询创建的read view：

create_trx_id = 101｜ m_idx = [101, 102]｜ min_trx_id = 101｜ max_trx_id = 103

事务B的read view：

create_trx_id = 102｜ m_idx = [101, 102]｜ min_trx_id = 101｜ max_trx_id = 103

事务A第二次查询创建的read view：

create_trx_id = 101｜ m_idx = [101]｜ min_trx_id = 101｜ max_trx_id = 103

（ps. 这里因为AB事务是并发执行，因此两个事务创建的read view的maxtrxid = 103）

这里重点观察A事务的第二次查询，之前你可能就意识到了，在事务B完成提交后，当前系统中活跃的事务id应该移除102，但是因为在可重复读隔离级别下，A事务的 read view只会在第一个SQL执行时创建，而在读已提交隔离级别下，每次执行SQL都会创建最新的read view，且此时 m_idx数组中移除了102，那么事务A在追溯undo log版本链的时候，最新版本记录的 trx_id=102，102不在A事务的m_idx数组中，且 101=min_trx_id<=102<max_trx_id=103，因此可以访问到B事务的提交结果。

那么对A事务来说，在事务过程中读取同一条记录第一次得到a=0，第二次得到a=1，所以出现了不可重复读的问题（这里B不提交的话A如果就进行了第二次查询，则102不会从A事务的read view移除，则A事务依旧访问不到B事务未提交的修改，因此脏读还是可以避免的！）

结束语

在我的理解中，MVCC多版本并发控制的实现可以理解成读已提交、可重复读两种隔离级别的实现，通过控制read view的创建时机（其访问机制是不变的），配合undo log版本链可以实现事务之间对同一条记录的并发访问，并获得不同的结果。