1. 基礎(chǔ)知識

1.1 常規(guī)讀和帶鎖讀

1. 帶鎖讀（當(dāng)前讀）：如select .. lock in share mode、select .. for update甜橱、以及隱含當(dāng)前讀的insert、update略板、delete等（讀出來才能進(jìn)行更新/刪除/唯一索引判斷等）
2. 常規(guī)讀（一致性讀）：如常用的select ...

【帶鎖讀】通過加鎖的方式保證事務(wù)隔離特性（有無臟讀/不可重復(fù)讀/幻讀等）洼哎；
【常規(guī)讀】則是通過 多版本并發(fā)控制機制（MVCC，Multi-Version Concurrency Control）實現(xiàn)让簿。

插入/更新/刪除等寫操作時：既會加鎖保證【帶鎖讀】的隔離特性；也會備份之前版本的數(shù)據(jù)用于MVCC秀睛，以保證【常規(guī)讀】的隔離特性（詳見本文第二節(jié)）尔当。

1.2 事務(wù)隔離級別

值得注意的是：MySQL InnoDB中默認(rèn)的隔離級別【可重復(fù)讀】下，是不存在幻讀問題（帶鎖讀/常規(guī)讀下的幻讀）蹂安。

本事務(wù)讀到其他事務(wù)尚未提交的數(shù)據(jù)時椭迎，稱之為【臟讀】。
這里的【臟】指的是【未提交的數(shù)據(jù)】田盈，這個和讀到【過期的數(shù)據(jù)】是不同的畜号。

比如某個時刻，a=1 已經(jīng)被其他事務(wù)更新成 a=2 且提交了缠黍，而我這個事務(wù)還是讀到a=1弄兜，這就是讀到過期數(shù)據(jù)了，可以稱之為【過期讀】瓷式。
而如果其他事務(wù)更新 a=2 尚未提交，我這個事務(wù)就讀到了a=2语泽，這個就是【臟讀】了贸典。

臟讀通常是不可容忍的，除非有特殊要求踱卵，否則隔離級別一般不會設(shè)置為【未提交讀】廊驼。

同一個事務(wù)中，同樣的SQL惋砂，多次查詢妒挎，查詢結(jié)果不一樣時，稱之為【不可重復(fù)讀】西饵。
例如 同一個事務(wù)中酝掩，第一次查詢 [name=zhangsan] 但是第二次查就變?yōu)榱耍篬name=lisi]

相反地，如果同一個事務(wù)中眷柔，每次查詢結(jié)果都不會變時期虾，自然就是【可重復(fù)讀】了原朝。
【可重復(fù)讀】隔離級別下，讀到的數(shù)據(jù)有可能是過期的镶苞，但不會是臟讀喳坠。

類似select * from t where id=1 和 select * from t where id=1 for update并不屬于同樣的SQL。所以哪怕是在【可重復(fù)讀】的隔離級別下茂蚓，同一個事務(wù)中壕鹉，這兩條SQL查詢結(jié)果不一樣也是正常的。

同一個事務(wù)中聋涨，同樣的SQL晾浴，多次查詢，查詢的結(jié)果集不一樣時牛郑，稱之為【幻讀】
例如 同一個事務(wù)中怠肋，第一次查詢結(jié)果為一行，但是第二次查詢就變成兩行了淹朋。

【不可重復(fù)讀】關(guān)注的是某行內(nèi)容是否發(fā)生變化笙各，而【幻讀】則關(guān)注行數(shù)量是否發(fā)生變化。

注：本文幻讀的含義主要參考MySQL官網(wǎng)文檔：14.7.4 Phantom Rows 础芍；即快照讀和當(dāng)前讀 認(rèn)為是不同的 query.

2. MVCC

2.1 多個版本的行數(shù)據(jù)

InnoDB中記錄數(shù)據(jù)的基本單位為頁（InnoDB Page杈抢，默認(rèn)16KB），頁的類型有有多種的仑性，比如存儲當(dāng)前數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)頁（B-Tree Node）惶楼、存儲邏輯回滾/備份數(shù)據(jù)的undo 頁（Undo Log Page）等。

當(dāng)執(zhí)行insert/update/delete等寫操作時诊杆，除了要修改對應(yīng)數(shù)據(jù)頁之外歼捐，還會對之前的數(shù)據(jù)進(jìn)行備份（記錄至undo頁中）。如果事務(wù)需要回滾晨汹，找到對應(yīng)的undo 記錄進(jìn)行應(yīng)用回滾即可豹储。
注意：哪怕事務(wù)尚未提交，寫操作也會立即修改當(dāng)前的數(shù)據(jù)頁淘这。所以回滾要到undo log中找剥扣。

顯然，行數(shù)據(jù)是會有多個版本的（當(dāng)前數(shù)據(jù)頁 + undo頁）铝穷，為了區(qū)分各個版本的數(shù)據(jù)钠怯，每一行記錄都會額外多出一個隱藏的版本號字段（trx_id），trx_id即對應(yīng)寫操作的事務(wù)id曙聂。

每個事務(wù)都能分配到一個全局遞增的事務(wù)id（trx_id）晦炊，當(dāng)該事務(wù)進(jìn)行寫操作時，會將該值一并寫入行記錄中（見下例）。

例一：當(dāng)前事務(wù)id=10刽锤，插入：[id=1, name=zhangsan]：

1. 找到可以插入的數(shù)據(jù)頁镊尺；
2. 寫入記錄：[id=1, name=zhangsan, trx_id=10]，
   同時生成undo log：[log_type="insert", id=1]

*回滾*時：找到undo log進(jìn)行應(yīng)用并思，刪除id=1的記錄（插入的反操作）庐氮。

例二：當(dāng)前事務(wù)id=20，更新：[set name=lisi where id = 1]

1. 找到對應(yīng)記錄的所在記錄頁宋彼；
2. 修改記錄為：[id=1, name=lisi, trx_id=20]
   同時生成undo log：[log_type="update", id=1, name=zhangsan, trx_id=10]

*回滾*時：找到undo log進(jìn)行應(yīng)用弄砍，反向更新數(shù)據(jù)回 [id=1, name=zhangsan, trx_id=10]

注：兩條undo log記錄可能不在同一個undo頁中

例三：當(dāng)前事務(wù)id=30，刪除：[id=1]

1. 找到對應(yīng)記錄的所在記錄頁输涕；
2. 修改記錄為：[id=1, name=lisi, trx_id=30, delete_flag=1]音婶，
   同時生成undo log：[log_type="update", id=1, name=lisi, trx_id=20, delete_flag=0]

執(zhí)行刪除SQL時，并不是直接將記錄從數(shù)據(jù)頁中抹掉莱坎，而是通過一個刪除位（delete_flag）來進(jìn)行標(biāo)識衣式，將該字段置為1即標(biāo)識這行數(shù)據(jù)已經(jīng)被刪除了；同時和其他寫一樣會記錄操作事務(wù)的trx_id檐什。

*回滾*時：找到undo log進(jìn)行應(yīng)用碴卧，反向更新數(shù)據(jù)回 [id=1, name=lisi, trx_id=20, delete_flag=0]

undo log的具體記錄字段可以稍微了解下：

1. insert into... ：含主鍵；
2. delete .. ：含所有字段的之前的值乃正。
3. update .. ：含需要更新字段的之前的值住册；
   如果是更新主鍵，等同于將之前行記錄的刪除瓮具，然后再插入荧飞，將產(chǎn)生兩條undo log。

undo log除了用于備份數(shù)據(jù)支持事務(wù)回滾之外名党，其數(shù)據(jù)多版本的特性與事務(wù)快照結(jié)合之后叹阔，將可以用于支持事務(wù)隔離的相關(guān)特性（比如避免臟讀/不可重復(fù)讀/幻讀等）。

2.2 事務(wù)快照

大家應(yīng)該拍過照片传睹，按下快門条获，我們就可以將當(dāng)前時刻的景物記錄到一張小小的照片，盡管時光荏苒蒋歌，歲月變遷，照片中的景物也不會發(fā)生變化委煤。

如果我們給數(shù)據(jù)庫中的事務(wù)拍一張照片的話堂油，我們會看到：在拍照的那一瞬間，有的事務(wù)已經(jīng)提交碧绞，有的正在運行中府框，有的事務(wù)尚未開始：

事務(wù)快照，黑色表示事務(wù)已提交

就如上圖中的快照讥邻，trx_id小于15的事務(wù)都已經(jīng)提交了迫靖，大于等于31的則尚未開始院峡；中間的15/25還在跑，而20/30已經(jīng)提交系宜。

如果你現(xiàn)在的事務(wù)id為25照激，當(dāng)隔離級別為【可重復(fù)讀】時：你能到哪些事務(wù)修改的數(shù)據(jù)呢？答案是顯然的盹牧，已經(jīng)提交的則看得見（圖中黑色）俩垃，還沒提交的自然就看不見，否則就是臟讀了汰寓。

可時間是會變化的口柳，假設(shè)后來15進(jìn)行了提交，那我們能否看得見該事務(wù)的修改記錄呢（比如 a=1 修改為了 a=2）有滑？這個也是應(yīng)該看不見的跃闹，因為如果事務(wù)15提交前我們看到的是a=1，而提交后變?yōu)閍=2了毛好，這就出現(xiàn)了不可重復(fù)讀了望艺，這顯然和【可重復(fù)讀】相悖了。
事實上睛榄，正如前面所說時間會變但照片不變一樣荣茫，一旦我們拍下事務(wù)快照之后，id=15的事務(wù)對于咱們來講，“它一直都是處于未提交的”（除非我們重新拍過另外一張快照）麦备。

在【可重復(fù)讀】隔離級別下腹缩，一旦觸發(fā)快照后，這個快照會一直存在咧欣，直至事務(wù)結(jié)束。哪些事務(wù)已提交轨帜，哪些沒提交魄咕，也會在這一瞬間定格。這也就保證了我們永遠(yuǎn)都在同一張照片里面“找”數(shù)據(jù)蚌父，從而保證了【可重復(fù)讀】哮兰。
接下來我們來看一下怎樣基于事務(wù)快照來“找”數(shù)據(jù)。

注：【可重復(fù)讀】隔離級別下苟弛，事務(wù)快照的觸發(fā)時機主要有：

• 開啟事務(wù)后（begin/start transaction;）喝滞，執(zhí)行第一條常規(guī)讀SQL（select）時；
• 開啟事務(wù)時膏秫，直接開啟快照：start transaction with consistent snapshot.

2.3 MVCC查詢基本流程

基于數(shù)據(jù)快照和多版本數(shù)據(jù)右遭，查詢的大概過程為：

1. 觸發(fā)事務(wù)快照；
2. 根據(jù)查詢條件找到的數(shù)據(jù)頁中的記錄，獲取該數(shù)據(jù)的版本號（即寫入該記錄的事務(wù)trx_id）
3. 基于快照窘哈，判斷這個寫入記錄的事務(wù)（trx_id）對于快照來講是否可見：
   3.1 如果可見吹榴，則返回結(jié)果；
   3.2 如果不可見滚婉，繼續(xù)找下一個版本的數(shù)據(jù)图筹。

我們可以用一個簡單的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)（Read View）來記錄事務(wù)快照（建議結(jié)合上節(jié)的事務(wù)快照圖看）：

Read_View {
  // 最小的事務(wù)id，數(shù)據(jù)版本號 < min_id 表示可見
  long min_id;      

  // 最大的事務(wù)id满哪，數(shù)據(jù)版本號 >= max_id 表示不可見
  long max_id;      

  // 中間還在跑的事務(wù)id婿斥，數(shù)據(jù)版本號在里面則表示不可見（排除本事務(wù)，自己肯定看得到自己修改的記錄）
  long[] running_ids;   

  // 是否可見
  bool canSee(long data_version_trx_id) {
    return data_version_trx_id < min_id || !running_ids.contains(data_version_trx_id);
  }
}

假設(shè)時間上有那么三個寫操作哨鸭，

1. 插入記錄：[id=1, name=zhangsan] 民宿，操作的事務(wù)trx_id = 10
2. 更新記錄為：[id=1, name=lisi]，操作的事務(wù)trx_id = 20
3. 刪除該記錄：操作的事務(wù)trx_id = 30

都執(zhí)行后像鸡，其數(shù)據(jù)多版本的一個呈現(xiàn)如下圖：

如果期間有其他事務(wù)有觸發(fā)過快照活鹰，基于【可重復(fù)讀】的隔離級別，快照之后讀到的數(shù)據(jù)都是一樣的（同一個事務(wù)中）只估。我們來分析一下志群，等上面三個操作均執(zhí)行完成之后，我們是怎么追溯回快照時刻的數(shù)據(jù)的蛔钙。

例一：假設(shè)本事務(wù)在某個時刻建立了快照：[min_trx_id=40, max_trx_id=50, running_ids=[40]]锌云，而后在某個時刻發(fā)起查詢select * from t where id=1：

快照時刻，事務(wù)10/20/30均已經(jīng)提交了吁脱，所以最新的修改記錄就是事務(wù)30將這條記錄給刪了桑涎，這個“刪除”的修改對于快照是可見的，所以結(jié)果返回空了兼贡。

例二：假設(shè)本事務(wù)在某個時刻建立了快照：[min_trx_id=15, max_trx_id=28, running_ids=[15]]攻冷，而后在某個時刻發(fā)起查詢select * from t where id=1：

快照時刻，事務(wù)10/20已經(jīng)提交遍希，而事務(wù)30尚未開始等曼，所以能看到所有已經(jīng)提交中最新的記錄，即事務(wù)20：更新記錄為[id=1, name=lisi]

例三：假設(shè)本事務(wù)在某個時刻建立了快照：[min_trx_id=10, max_trx_id=28, running_ids=[10, 20]]凿蒜，而后在某個時刻發(fā)起查詢select * from t where id=1;：

快照時刻禁谦，事務(wù)30尚未開始，事務(wù)10/20均在運行中废封，均屬于未提交枷畏；插入的事務(wù)（10）都尚未提交，所以都看不見虱饿，最終返回空。

關(guān)于undo log的清除：

1. 對于運行中事務(wù)引用到的undo log，不可以清除氮发，因為可能要用于回滾渴肉；
2. 對于插入產(chǎn)生的undo log，在對應(yīng)寫事務(wù)結(jié)束后便可以刪除了爽冕；因為對于"insert"類型的undo對于其他事務(wù)來講等同于空（插入之前的數(shù)據(jù)自然是空的）仇祭。
3. 對于其他類型的undo log，將對被定期清除（Purge）颈畸，前提是要確定當(dāng)前所有的事務(wù)快照不會再有機會用到（到達(dá)）該版本的數(shù)據(jù)了乌奇。

可以看到，事務(wù)快照不變時眯娱，看到的數(shù)據(jù)將始終停留在某一個版本的礁苗。

• 隔離級別為【可重復(fù)讀】時，一旦獲取快照后徙缴，會一直用這個快照试伙，從而保證不會出現(xiàn)【不可重復(fù)讀】∮谘基于快照疏叨，如果插入數(shù)據(jù)的事務(wù)尚未提交，也是不可見的穿剖，這也就避免了【幻讀】蚤蔓。
• 隔離級別為【提交讀】時，每次常規(guī)讀（select）都會創(chuàng)建一個新的事務(wù)快照糊余，所以每次讀到的都是最新快照時刻的數(shù)據(jù)秀又；這也就導(dǎo)致了【不可重復(fù)讀】。
• 隔離級別為【未提交讀】時啄刹，并沒有使用快照涮坐，而是無論事務(wù)有無提交，直接讀數(shù)據(jù)頁中的行記錄作為結(jié)果（undo頁的數(shù)據(jù)都不管）誓军，從而導(dǎo)致【臟讀】袱讹。

3. 總結(jié)

• 帶鎖讀通過加鎖保證事務(wù)特性，而常規(guī)讀通過MVCC實現(xiàn)昵时；
• 當(dāng)執(zhí)行寫SQL時捷雕，除了寫數(shù)據(jù)頁，還會記錄undo log壹甥；undo log可用于以前版本數(shù)據(jù)的回溯救巷；
• 同一個事務(wù)快照，常規(guī)讀 讀到的數(shù)據(jù) 一直都是一致的句柠；
• 針對不同的隔離級別浦译，常規(guī)讀時：
  • 未提交讀：直接讀取當(dāng)前數(shù)據(jù)頁的數(shù)據(jù)（可能臟讀）棒假；
  • 提交讀：每次讀都建立新快照，會讀到已提交的精盅、最新的數(shù)據(jù)（無臟讀帽哑、可能不可重復(fù)讀）
  • 可重復(fù)讀：只會在第一次讀時（或start transaction with consistent snapshot）建立快照，之后的常規(guī)讀均基于該快照（無臟讀叹俏、無不可重復(fù)讀妻枕、無幻讀）
  • 串行化：主動開啟事務(wù)查詢時，會將常規(guī)select將被轉(zhuǎn)換為select .. lock in share mode粘驰，通過加鎖的方式（參考可重復(fù)讀）保證事務(wù)特性（無臟讀屡谐、無不可重復(fù)讀、無幻讀）