数据库并发场景

所有系统的并发场景都是三种，对于数据库而言为：

读-读：不存在任何问题，也不需要并发控制。

读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，也就是脏读，不可重复读，幻读。

写-写：有线程安全问题，会存在更新丢失问题：第一类更新丢失（回滚丢失），第二类更新丢失（覆盖丢失）。

事务隔离级别

隔离级别：串行化SERIALIZABLE、可重复读（REPEATABLE READ）、读提交（READ COMMITTED）、读未提交（READ UNCOMMITTED）

可重复读（REPEATABLE READ）：当前正在执行事务产生的数据变化不能被外部看到，也就是说，如果用户在另外一个事务中执行同条 SELECT 语句数次，结果总是相同的。

读提交（READ COMMITTED）：处于 READ COMMITTED 级别的事务可以看到其他事务对数据的修改。也就是说，在事务处理期间，如果其他事务修改了相应的表，那么同一个事务的多个 SELECT 语句可能返回不同的结果。

读未提交（READ UNCOMMITTED）：处于这个隔离级的事务可以读到其他事务还没有提交的数据。如果这个事务使用其他事务不提交的变化作为计算的基础，然后那些未提交的变化被它们的父事务撤销，就会导致大量的数据变化。

查看隔离级别：

读未提交（READ UNCOMMITTED）

用一个例子来演示读未提交的隔离级别。设置当前会话的隔离级别，并准备一张staffs表：

set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;

1、启动事务A:

BEGIN;
select * from staffs where id =1;

2、启动事务B:

BEGIN;
select * from staffs where id =1;
update staffs set age=11 where id=1;

事务B执行完update动作后不commit提交，在事务A中继续查询id=1的值，如下所示：

两次读到的数据不一致，事务A已经读到了别的事务未提交的修改，这个就是脏读。读未提交还会产生不可重复读。

读提交（READ COMMITTED）

在读提交的隔离级别下，当事务B修改完数据尚未提交时，事务A是无法读取到修改的数据的。当事务B提交事务后，事务A才可以看到修改的结果。

读可重复（REPEATABLE READ）

当事务B提交后，事务A查询的结果依然是事务A开启时读到的数据，这就是所谓的可重复读，也就是说事务开启时读到的数据，在事务提交前，是一致的，不会因为外面事务的修改提交而改变开启事务前读到的值。

可重复读会有幻读现象，比如事务A读取某唯一索引不存在，但是插入时显示异常失败，原因是其他事务插入的数据对事务A不可见。可以使用select ..for update;间隙锁解决幻读问题。

串行化

串行化不允许多个事务并行操作同一行数据，开启事务A未提交前事务B会阻塞。

视图

不同的隔离级别主要是为了提高数据库的并发性能，用更好的方式去处理读-写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读。

不同隔离级别在select读时表现不同，主要是生成Read View（读视图）的策略不同。

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在当前事务执行快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID。事务ID默认单调递增。查询不会新增事务ID，只有DML才会导致事务ID增加。

当前读

select lock in share mode（共享锁），select for update；update，insert，delete（排他锁）；这些操作都是一种当前读，当前读读取的记录都是目前数据库中最新的版本。读取时还要保证其它并发事务不能修改当前记录，所以会对读取数据加锁。

快照读

像不加锁的select操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读。串行级别下的快照读会加锁，退化成当前读。

数据库隐式字段

数据库每行记录除了业务字段外，还有数据库隐式定义的几个字段：

DB_ROW_ID：隐藏自增ID，如果表没有定义主键，会使用该ID。
DB_TRX_ID：最近修改的事务ID，记录创建这条记录以及最后一次修改该记录的事务的ID。
DB_ROLL_PTR：回滚指针，指向这条记录的上一个版本（undo log日志）。
DELETED_BIT：delete操作跟truncate/drop不一样，仅使用该flag标记逻辑删除。

Undo log记录形式

对于insert操作，undo日志仅记录新数据的主键，回滚时直接删除；

对于delete/update操作，undo日志需要记录旧数据整行内容，回滚时直接恢复；

MVCC多版本并发控制就是基于undo log实现，undo log简化理解为多个事务对某行数据写操作的记录链，类似写时复制。示例：

1、初始事务往 persion表中插入了一条新记录，记录如下，name = a1，age = 11；隐式主键 = 1，事务ID和回滚指针此时都为 NULL；

2、事务1对该行的name作出修改，改为a2；

2.1 在 事务1 修改该行记录数据的同时，数据库会先对该行加排他锁（InnoDB引擎会自动对DML语言影响的记录上写锁|独占锁）。

2.2 上锁完毕后，将该行数据拷贝到 undo log 中，作为旧记录，即在 undo log 中有当前行的拷贝副本。

2.3 拷贝完毕后，修改该行的 name 为 a2，并且修改隐藏字段的事务ID为当前 事务1的ID，这里事务ID默认是从1开始递增，回滚指针指向拷贝到 undo log 的副本记录，即表示我的上一个版本就是他。

2.4 事务提交后，释放锁。

3、又来一个事务2修改persion表的同一行记录，将age项修改为 22岁；在事务2修改该行数据之前，数据库继续给他上排他锁。

上锁完毕之后，把该行数据拷贝到 undo log 中，作为旧记录，发现操作的这行记录已经有undo log 的记录了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在这行记录的 undo log 日志的最前面。

修改该行age为22岁，并且修改隐藏字段的事务ID为当前事务2的ID，那就是2，回滚指针指向刚刚拷贝到 undo log 的副本记录。

事务提交，释放锁。

undo log 的链首就是最新的旧记录，尾部是最旧的记录。数据库的purg线程会定期清理掉已提交的事务记录，使undo log重复使用。

Read View读视图

Read View 有三个全局参数：

trx_list：未提交事务 ID 列表，用来维护 Read View 生成时刻系统正处于活跃状态的事务ID。

up_limit_id：记录 trx_list 事务ID列表中 最小的ID，也就是最初修改该记录的事务。

low_limit_id：Read View生成时刻数据库尚未分配的下一个事务ID，也就是当前最大事务ID + 1。

以RR级别和RC级别来分析，开启事务的时候开启一个 Read View，假定当前事务ID = 10，trx_list为（4，8, 10），因为当前事务10正在执行，所以自己也活跃，所以此时 up_limit_id=4，low_limit_id=11。

如果读到一个数据的 事务ID =3，小于 活跃列表的最小值（up_limit_id=4），可见；如果读到一个数据的 事务ID = 12，大于low_limit_id，不可见，需要根据回滚指针从undo log中找到小于up_limit_id的版本，或者不在活跃事务列表trx_list中的版本。

RR级别和RC级别的区别是：

RR级别开启事务的时候开启一个Read View，并且整个事务过程中一直使用这个视图；RC级别在每次读取时都使用最新的视图，因此会读到已提交事务的修改信息。

写-写冲突

目前数据库基本不会出现第一类更新丢失，快照读是第二类更新丢失的一个主要原因，需要将一致性非锁定读替换为一致性锁定读，使用悲观锁/乐观锁解决。

总结：

MVCC可以解决多版本读写冲突加锁，而写写冲突还是需要锁来保证。