## 前言

MySQL有ACID四大特性必怜，本文著重講解**MySQL不同事務(wù)之間的隔離性**的概念，以及MySQL如何實(shí)現(xiàn)隔離性后频。下面先羅列一下MySQL的四種事務(wù)隔離級別棚赔，以及不同隔離級別可能會(huì)存在的問題。**事務(wù)隔離級別越高徘郭，多個(gè)事務(wù)在并發(fā)訪問數(shù)據(jù)庫時(shí)互相產(chǎn)生數(shù)據(jù)干擾的可能性越低，但是并發(fā)訪問的性能就越差**丧肴。（相當(dāng)于犧牲了一定的性能去保證數(shù)據(jù)的安全性）

下面這張表残揉，展示了MySQL的四大隔離級別和伴隨著的一些問題，下面詳細(xì)介紹芋浮。


## 事務(wù)隔離級別

讀未提交：多個(gè)事務(wù)同時(shí)修改一條記錄抱环，A事務(wù)對其的改動(dòng)在A事務(wù)還沒提交時(shí)壳快，在B事務(wù)中就可以看到A事務(wù)對其的改動(dòng)。

讀已提交：多個(gè)事務(wù)同時(shí)修改一條記錄镇草，A事務(wù)對其的改動(dòng)在A事務(wù)提交之后眶痰，在B事務(wù)中可以看到A事務(wù)對其的改動(dòng)。

可重復(fù)讀：多個(gè)事務(wù)同時(shí)修改一條記錄梯啤，這條記錄在A事務(wù)執(zhí)行期間是不變的（別的事務(wù)對這條記錄的修改不被A事務(wù)感知）竖伯。

串行化：多個(gè)事務(wù)同時(shí)訪問一條記錄（CRUD），讀加讀鎖因宇，寫加寫鎖，完全退化成了串行的訪問察滑，自然不會(huì)收到任何其他事務(wù)的干擾，性能最低户盯。

## 不同級別伴隨的問題

臟讀：A事務(wù)在提交前對一個(gè)字段的改動(dòng)會(huì)被B事務(wù)感知，那么事務(wù)之間就很容易產(chǎn)生干擾饲化，假如A對一個(gè)字段改動(dòng)之后被B感知莽鸭，但是A又回滾了事務(wù)滓侍，則對該字段的改動(dòng)依舊保留在B的查詢結(jié)果中，那么這樣的數(shù)據(jù)就是臟數(shù)據(jù)（處于處理中間過程的數(shù)據(jù)）撩笆。

不可重復(fù)讀：A事務(wù)對于一條記錄的讀取結(jié)果捺球，在B事務(wù)對其修改并提交之后，A再次讀取同一條記錄會(huì)得到不同的結(jié)果夕冲。

幻讀：側(cè)重于A事務(wù)的同一個(gè)范圍查詢命令，前后兩次得到不同的記錄數(shù)量泣栈，原因是B事務(wù)可能對其進(jìn)行了插入弥姻。

### 小結(jié)一下

通過閱讀上面給出的內(nèi)容，可以得到結(jié)論：

1.? 讀未提交隔離級別并沒有對行數(shù)據(jù)的可見性做任何限制疼进，所有事務(wù)之間的改動(dòng)都是互相可見的，所以存在很多問題伞广，不推薦使用；

2.? 串行化隔離級別因?yàn)橥ㄟ^鎖機(jī)制對記錄的訪問進(jìn)行限制减拭，所以安全性最高区丑，但并發(fā)訪問退化成串行訪問，性能較低既们；

**因此本文將側(cè)重于探究MySQL如何實(shí)現(xiàn)`讀已提交`和`可重復(fù)讀`兩種隔離級別（也就是你聽聞的MVCC多版本并發(fā)控制的實(shí)現(xiàn)）正什，通過后面的學(xué)習(xí)你將理解`讀已提交`隔離級別如何`解決臟讀`，`可重復(fù)讀`隔離級別如何更進(jìn)一步`解決不可重復(fù)讀`斯棒。**

**接下來我將向你介紹`undo 版本鏈`機(jī)制以及`read view`快照讀機(jī)制主经，這兩個(gè)機(jī)制相互配合是實(shí)現(xiàn)MVCC的核心，而`讀已提交`和`可重復(fù)讀`隔離級別的實(shí)現(xiàn)都是建立在這兩個(gè)核心機(jī)制之上穗酥。**

## undo 版本鏈

undo 版本鏈就是指undo log的存儲(chǔ)在邏輯上的表現(xiàn)形式惠遏，它被用于事務(wù)當(dāng)中的**回滾操作**以及**實(shí)現(xiàn)MVCC**，這里介紹一下undo log之所以能實(shí)現(xiàn)回滾記錄的原理抽高。

對于每一行記錄透绩，會(huì)有兩個(gè)隱藏字段：`row_trx_id`和`roll_pointer`，`row_trx_id`表示更新（改動(dòng)）本條記錄的全局事務(wù)id?**（每個(gè)事務(wù)創(chuàng)建都會(huì)分配id碳竟，全局遞增狸臣，因此事務(wù)id區(qū)別對某條記錄的修改是由哪個(gè)事務(wù)作出的）**?，`roll_pointer`是回滾指針统翩，指向當(dāng)前記錄的前一個(gè)`undo log版本`此洲，如果是第一個(gè)版本則`roll_pointer`指向nil，這樣如果有多個(gè)事務(wù)對同一條記錄進(jìn)行了多次改動(dòng)娶桦，則會(huì)在`undo log`中以鏈的形式存儲(chǔ)改動(dòng)過程汁汗。

假如有兩個(gè)事務(wù)AB，數(shù)據(jù)表中有一行id為1的記錄祈争，其字段a初始值為0角寸，事務(wù)A對id=1的行的a修改為1，事務(wù)B對id=1的行的a字段修改為2沮峡，則`undo log版本鏈`記錄如下：


在上圖中亿柑，最下方的undo log中記錄了當(dāng)前行的最新版本，而該條記錄之前的版本則以版本鏈的形式可追溯疟游，這也是事務(wù)回滾所做的事式矫。那undo log版本鏈和事務(wù)的隔離性有什么關(guān)系呢？**那就要引入另一個(gè)核心機(jī)制：read view聪廉。**

## read view

read view表示快照讀故慈，這個(gè)快照讀會(huì)記錄四個(gè)關(guān)鍵的屬性：

1.? `create_trx_id`: 當(dāng)前事務(wù)的id

2.? `m_idx`: 當(dāng)前正在活躍的所有事務(wù)id（id數(shù)組），沒有提交的事務(wù)的id

3.? `min_trx_id`: 當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)的id最小值

4.? `max_trx_id`: 當(dāng)前系統(tǒng)中已經(jīng)創(chuàng)建過的最新事務(wù)（id最大）的id+1的值

**當(dāng)一個(gè)事務(wù)讀取某條記錄時(shí)會(huì)追溯undo log版本鏈干签，找到第一個(gè)可以訪問的版本拆撼，而該記錄的某一個(gè)版本是否能被這個(gè)事務(wù)讀取到遵循如下規(guī)則：（這個(gè)規(guī)則永遠(yuǎn)成立喘沿，這個(gè)需要好好理解蚜印，對后面講解可重復(fù)讀和讀已提交兩個(gè)級別的實(shí)現(xiàn)密切相關(guān)）**

1.? 如果當(dāng)前記錄行的row_trx_id小于min_trx_id留量，表示該版本的記錄在當(dāng)前事務(wù)開啟之前創(chuàng)建，因此可以訪問到

2.? 如果當(dāng)前記錄行的row_trx_id大于等于max_trx_id忆绰，表示該版本的記錄創(chuàng)建晚于當(dāng)前活躍的事務(wù)可岂，因此不能訪問到

3.? 如果當(dāng)前記錄行的row_trx_id大于等于min_trx_id且小于max_trx_id，則要分兩種情況：

? ? *? 當(dāng)前記錄行的row_trx_id在m_idx數(shù)組中伐债，則當(dāng)前事務(wù)無法訪問到這個(gè)版本的記錄?**（除非這個(gè)版本的row_trx_id等于當(dāng)前事務(wù)本身的trx_id致开，本事務(wù)當(dāng)然能訪問自己修改的記錄）**?，在m_idx數(shù)組中又不是當(dāng)前事務(wù)自己創(chuàng)建的undo版本虹蒋，表示是并發(fā)訪問的其他事務(wù)對這條記錄的修改的結(jié)果飒货，則不能訪問到。

? ? *? 當(dāng)前記錄行的row_trx_id不在m_idx數(shù)組中晃虫，則表示這個(gè)版本是當(dāng)前事務(wù)開啟之前扣墩，其他事務(wù)已經(jīng)提交了的undo版本，當(dāng)前事務(wù)可訪問到荆责。

配合使用`read view`和`undo log版本鏈`就能實(shí)現(xiàn)**事務(wù)之間`并發(fā)訪問`相同記錄**時(shí)亚脆，可以根據(jù)事務(wù)id不同，獲取同一行的不同undo log版本（多版本并發(fā)控制）键耕。**下面通過模擬并發(fā)訪問的兩個(gè)事務(wù)操作**，介紹MVCC的實(shí)現(xiàn)（具體來說就是**可重復(fù)讀**和**讀已提交**兩個(gè)隔離級別的實(shí)現(xiàn)）

### 可重復(fù)讀

下面模擬兩個(gè)并發(fā)訪問同一條記錄的事務(wù)AB的行為玛迄，假設(shè)這條記錄初始時(shí)id=1棚亩，a=0虏杰，該記錄兩個(gè)隱藏字段row_trx_id = 100，roll_pointer = nil

**注意：在可重復(fù)讀隔離級別下瘸彤，當(dāng)事務(wù)sql執(zhí)行的時(shí)候笛钝，會(huì)生成一個(gè)read view快照玻靡，且在本事務(wù)周期內(nèi)一直使用這個(gè)read view**，下面給出了并發(fā)訪問同一條記錄的兩個(gè)事務(wù)AB的具體執(zhí)行過程囤捻，并解釋`可重復(fù)讀`是如何實(shí)現(xiàn)的（解決了`臟讀`和`不可重復(fù)讀`）蝎土。


事務(wù)A的read view：

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

事務(wù)B的read view：

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

（ps. 這里因?yàn)锳B事務(wù)是并發(fā)執(zhí)行，因此兩個(gè)事務(wù)創(chuàng)建的read view的max_trx_id = 103）


**這里要注意的是挡毅，每次對一條記錄發(fā)生修改暴构，就會(huì)記錄一個(gè)undo log的版本**，則在A事務(wù)中第二次查詢id=1的記錄的a的值的時(shí)候庆械，B事務(wù)對該記錄的修改已經(jīng)添加到版本鏈上了菌赖，此時(shí)這個(gè)`undo log`的`trx_id = 102`，在A事務(wù)的`read view`的`m_idx數(shù)組`中且不等于A事務(wù)的`trx_id = 101`堕绩，因此無法訪問到，需要在向前回溯特姐，這里找到`trx_id = 100`的記錄版本（小于A事務(wù)`read view`的`min_trx_id`屬性黍氮，因此可以訪問到），故A事務(wù)第二次查詢依舊得到a = 0捷枯，而不是B事務(wù)修改的a = 1专执。

你可能有疑問，在A事務(wù)第二次查詢的時(shí)候攀痊，B事務(wù)已經(jīng)完成提交了拄显，那么A事務(wù)的read view的m_idx數(shù)組應(yīng)該移除102才對啊，它存的不是當(dāng)前活躍的事務(wù)的id嗎涩笤？·

**注意：在可重復(fù)讀隔離級別下盒件，當(dāng)事務(wù)sql執(zhí)行的時(shí)候，會(huì)生成一個(gè)read view快照恩沽，且在本事務(wù)周期內(nèi)一直使用這個(gè)read view**翔始，雖然102確實(shí)應(yīng)該從A事務(wù)的read view中移除城瞎，但是因?yàn)閞ead view在可重復(fù)讀隔離級別下只會(huì)在第一條SQL執(zhí)行時(shí)創(chuàng)建一次，并始終保持不變直到事務(wù)結(jié)束脖镀。

**那么也就明白了步势，在可重復(fù)讀隔離級別下敛腌，因?yàn)閞ead view只在第一條SQL執(zhí)行時(shí)創(chuàng)建，因此并發(fā)訪問的其他事務(wù)提交前改動(dòng)的臟數(shù)據(jù)削祈、以及并發(fā)訪問的其他事務(wù)提交的改動(dòng)數(shù)據(jù)都對當(dāng)前事務(wù)是透明的（盡管確實(shí)是記錄在了undo log版本鏈中）**?脑漫，這就解決了臟讀和不可重復(fù)讀（即使其他事務(wù)提交的修改，對A事務(wù)來說前后查詢結(jié)果相同）的問題启昧！

### 讀已提交

還是借助上面事務(wù)處理的例子劈伴，所有的事務(wù)處理流程不變握爷，**只是將隔離級別調(diào)整為讀已提交新啼，讀已提交依舊遵守read view和undo log版本鏈機(jī)制，它和可重復(fù)讀級別的區(qū)別在于燥撞，每次執(zhí)行sql物舒，都會(huì)創(chuàng)建一個(gè)read view，獲取最新的事務(wù)快照火诸。**?而因?yàn)檫@個(gè)區(qū)別荠察，讀已提交產(chǎn)生了不可重復(fù)讀的問題，下面來分析一下原因：


事務(wù)A第一次查詢創(chuàng)建的read view：

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

事務(wù)B的read view：

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

事務(wù)A第二次查詢創(chuàng)建的read view：

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

（ps. 這里因?yàn)锳B事務(wù)是并發(fā)執(zhí)行盯荤，因此兩個(gè)事務(wù)創(chuàng)建的read view的max_trx_id = 103）


這里重點(diǎn)觀察A事務(wù)的第二次查詢秋秤，之前你可能就意識(shí)到了，在事務(wù)B完成提交后航缀，當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)id應(yīng)該移除102芥玉，但是因?yàn)?*在可重復(fù)讀隔離級別下，A事務(wù)的`read view`只會(huì)在第一個(gè)SQL執(zhí)行時(shí)創(chuàng)建赶袄，而在讀已提交隔離級別下抠藕，每次執(zhí)行SQL都會(huì)創(chuàng)建最新的read view**，且此時(shí)?`m_idx`數(shù)組中移除了102敬辣，那么事務(wù)A在追溯undo log版本鏈的時(shí)候零院，最新版本記錄的`trx_id = 102`，102不在A事務(wù)的m_idx數(shù)組中撰茎，且`101 = min_trx_id <= 102 < max_trx_id = 103`打洼，因此可以訪問到B事務(wù)的提交結(jié)果。

**那么對A事務(wù)來說炫惩，在事務(wù)過程中讀取同一條記錄第一次得到a=0阿浓，第二次得到a=1搔扁，所以出現(xiàn)了不可重復(fù)讀的問題（這里B不提交的話A如果就進(jìn)行了第二次查詢，則102不會(huì)從A事務(wù)的read view移除扭勉，則A事務(wù)依舊訪問不到B事務(wù)未提交的修改苛聘，因此臟讀還是可以避免的Ｖ揖邸）**

## 結(jié)束語

在我的理解中唱捣，MVCC多版本并發(fā)控制的實(shí)現(xiàn)可以理解成讀已提交震缭、可重復(fù)讀兩種隔離級別的實(shí)現(xiàn)，通過控制read view的創(chuàng)建時(shí)機(jī)（其訪問機(jī)制是不變的）党涕，配合undo log版本鏈可以實(shí)現(xiàn)事務(wù)之間對同一條記錄的并發(fā)訪問巡社，并獲得不同的結(jié)果。