Mysql事务隔离实现机制

今天我们来看看事务隔离的实现原理

事务隔离

隔离性与隔离级别

当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读(dirty read)、不可重复读 (non-repeatable read)、幻读(phantom read)的问题，为了解决这些问题，就有 了“隔离级别”的概念

在谈隔离级别之前，你首先要知道，你隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点

• 读未提交是指，一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
• 读提交是指，一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
• 可重复读是指，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，顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当 出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行

在实现上，数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。 在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。 在“读提交”隔离级别下，这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。这里需要注意的是， “读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念; 而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问

事务隔离的实现

在 MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新 值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值

在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的 read-view

系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制(MVCC)

回滚日志总不能一直保留，什么时候删除呢?

答案是，在不需要的时候才删除。也就是说，系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，回滚日志会被删除

什么时候才不需要了呢?就是当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候

长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间

除了对回滚段的影响，长事务还占用锁资源，也可能拖垮整个库

快照读与当前读

如果是可重复读隔离级别，事务 T 启动的时候会创建一个视图 read-view，之后事务T 执行期间，即使有其他事务修改了数 据，事务 T 看到的仍然跟在启动时看到的一样。也就是说，一个在可重复读隔离级别下执行的事务，好像与世无争，不受外界影响

行锁的时候，一个事务要更新一行，如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁，它又不能这么超然了，会被锁住，进入等待状态。问题是，既然进入了等待状态，那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候，它读到的值又是什么呢?

快照在 MVCC 里是怎么工作的

在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了快照”。这个快照是基于整库的

InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的

而每行数据也都是有多个版本的。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事务 ID，记为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

也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。 每个版本不是真实存在的而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的

因此，一个事务只需要在启动的时候声明说，“以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认;

如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本

当然，如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。

在实现上， InnoDB 为每个事务构造了一个数组，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”指的就是，启动了但还没提交。

数组里面事务 ID 的最小值记为低水位，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

而数据版本的可见性规则，就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

InnoDB 利用了“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

一致性读（快照读）

事务不论在什么时候查询，看到这行数据的结果都是一致的，所以我们称之为一致性读

一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况:

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。

当前读

当事情要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则其他事物的更新就丢失了

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”

除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读

可重复读与读提交

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

而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是: 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，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图; 在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图

为什么表结构不支持“可重复读”?

这是因为表结构没有对应的行数据，也没有 row trx_id，因此只能遵循当前读的逻辑

间隙锁

幻读指的是一个事务 前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行

为了解决幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也就是 间隙锁 (Gap Lock),间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙

跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作

间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个 next-key lock 是前开后闭区间

我们把间隙锁记为开区间，把 next-key lock 记为前开后闭区间

InnoDB 给每个索引加了一个不存在的最大值 supremum，这样才符合我们前面说的“都是前开后闭区间”

间隙锁和 next-key lock 的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”

间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的