MySQL事务隔离级别以及实现原理

一、事务完整性问题

脏读：可以读取其他事务未提交的数据，如果该事务回滚，则数据为错误数据。

不可重复读：A事务查看，B事务修改提交，A事务再次查看，数据不一样。

幻读：幻读与不可重复读相似，但不可重复读重点在于update和delete，幻读重点在于insert

t Session A                   Session B
|
| START TRANSACTION;          START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                             INSERT INTO t_bitfly
|                             VALUES (1, 'a');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                             COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry '1' for key 1
v (？？？刚刚明明告诉我没有这条记录的)

t Session A                  Session B
|
| START TRANSACTION;         START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                            INSERT INTO t_bitfly
|                            VALUES (2, 'b');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                            COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|
| UPDATE t_bitfly SET value='z';
| Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 0
| (怎么多出来一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | z     |
| |    2 | z     |
| +------+-------+
|

二、事务隔离级别

1. 读未提交（Read Uncommitted）

原理：任何操作都不加锁

2. 读提交（Read Commit）

原理：读操作不加锁，写操作加锁。读被加锁的数据时，读事务每次都读undo log中的最近版本，因此可能对同一数据读到不同的版本（不可重复读），但能保证每次都读到最新的数据。

3. 可重复读（Reapable Read）

原理：第一次读数据的时候就将数据加行锁（共享锁），使其他事务不能修改当前数据，即可实现可重复读。但是不能锁住insert进来的新的数据，当前事务读取或者修改的同时，另一个事务还是可以insert提交，造成幻读。

4. 串行化（Serializable）

原理：锁表，读锁和写锁阻塞。

三、InnoDB事务相关概念

● 当前读

读取记录的最新版本，读取时要保证其他事务不能不能修改该记录，通常对该记录加锁实现。

如：select ... lock in share mode; lock table table_name read; -- 共享锁（并发时可以继续加锁）

select ... for update; insert .....; update ...; delete ...; -- 排他锁（并发时只有一个事务持有锁）

● 快照读

非阻塞读，如非串行隔离级别的select（串行隔离级别下select退化为当前读）。该设计可以实现读-写不冲突，也减少了行锁使用，降低了开销。它的实现基于多版本并发控制，即MVCC。

● redo log

MySQL在开启事务时，会将执行的SQL保存到指定的log文件，即redo log。当MySQL执行recovery时执行redo log里的SQL操作即可。redo log不会被立即写入磁盘，会先写入redo buffer；当客户端执行commit时，redo buffer的内容会视情况存入磁盘。

● undo log

与redo log相反，undo log是为了回滚事务而写的日志，具体内容就是copy事务开始前的数据（行）到undo buffer。

undo log分为两种：

insert undo log：执行insert新记录时产生，只在回滚是用到，提交事务后可以立即丢弃；

update undo log：执行update/delete时产生，不仅在回滚时用到，在快照读时也需要，所以不能随意丢弃。只有在快照读或事物回滚不涉及该日志时，才会被purge线程统一清除。它对MVCC有着实质性的帮助。

与redo buffer一样，undo buffer也是环形缓冲，当缓冲满的时候buffer内容会被刷新到磁盘。

与redo log不同的是，undo log没有独立的磁盘文件，所有的undo log均被存在主ibd数据文件中（表空间）。

四、MVCC

MVCC,Mult-Version-Concurreny-Control,多版本并发控制，是数据库控制并发访问的一种手段，在mysql，oracle，PostgreSQL中都有应用。

通常只有在读提交和可重复读的隔离级别才会应用该模式。

在MySql中是在InnoDB的引擎级别实现的。

1. MVCC的作用：

不加锁的情况下处理读写冲突（读的时候不阻塞写，写的时候不阻塞读），提高访问性能，减少开销。
解决脏读、幻读、不可重复读等问题，但不能解决更新丢失问题（并发写）。

2. MVCC的实现：三个隐式字段+版本链（undo log）+一致性视图（Read View）

（1）Innodb隐式字段

DB_TRX_ID：6byte，存储修改了此数据行的事务id，当事务对数据做了修改操作（insert/update/delete）后，才会为其分配唯一的DB_TRX_ID。DB_TRX_ID是自增的。
DB_ROLL_POINTER：7byte，回滚指针，用于配合undo long，指向上一个版本（存储于rollback segment）。
DB_ROW_ID：6byte，当表没有主键，并且没有不允许为null的唯一索引时，InnoDB会以DB_ROW_ID创建聚簇索引。

purge线程：

InnoDB的版本记录还有个隐式标志位字段（deleted_bit），用来标记记录是否被删除。为了实现MVCC机制，update/delete都不会直接删除老的版本，而且设置一下老版本的deleted_bit。

为了节省磁盘空间，InnoDB有专门的purge线程来清理deleted_bit = true的版本记录。

又为了不影响MVCC的正常工作，purge线程也维护了一个自己的Read View（这个Read View相当于系统中最老活跃事务的Read View）。如果一版本记录deleted_flag = true，并且BD_TRX_ID相对于purge线程的Read View可见，那么这条记录一定是可以被安全清除的。

（2）版本链

版本链是一种链表，由数据行的修改记录构成，由数据行的聚簇索引包含的两个隐藏字段（DB_TRX_ID, DB_ROLL_POINTER）连接。

select * from t_user;

name	age	DB_ROW_ID	DB_TRX_ID	DB_ROLL_POINTER
a	1	1	null	null

update t_user set name = 'b';

第一步：开启事务1，对记录加排它锁；

第二步：拷贝记录到undo log，作为一个旧版本；

第三步：修改行数据name 'a' ->'b'; 修改隐式字段事务id为当前事务1的id；回滚指针指向undo log的版本记录；

第四步：提交事务，释放锁。

update t_user set age = 2 ;

第一步：开启事务2，对记录加排它锁；

第二步：拷贝记录到undo log，发现该记录已经有undo log了，DB_TRX_ID=1的undo log就成了版本链表的表头；

第三步：修改行数据age 1 ->2; 修改隐式字段事务id为当前事务2的id；回滚指针指向事务1创建的的版本记录；

第三步：提交事务，释放锁。

可以看出，版本链是由不同事务修改同一记录而产生的undo log链表，链首是最新的版本，链尾是最老版本。

上面讲purge线程的时候提到过，版本记录不被用到时会被purge线程清除，事务1提交后DB_TRX_ID=1的线程可能已经被清除了，所以链表也不一定能够形成。

（3）一致性视图（Read View）

当某行数据存在版本链时去读取它，应该读取哪个版本呢？

开启事务后，执行快照读的那一刻，会生成当前数据库系统的一个快照（RC和RR的生成时机不一样，RC下每次select都会生成，RR只在第一次select生成，这是两种隔离级别的主要区别），记录并维护此时活跃的所有的事务id（DB_TRX_ID），这个快照就是Read View。

一致性视图主要用于版本可见性判断。

InnoDB会比较当前事务的DB_TRX_ID与Read View里维护的DB_TRX_ID。

trx_ids: 生成Read View时，当前活跃的事务id列表；

min_trx_id: trx_ids的最小值；

max_trx_id: trx_ids的最大值+1；

creator_trx_id: 生成该事务的事务id（单开启事务是没有事务id的，默认为0，creator_trx_id为0）。

版本链中的某个版本是否可以被当前事务可见，根据如下情况判断：

当trx_id = creator_trx_id时，当前事务可以看到自己修改的数据，可见；
当trx_id < min_trx_id时，生成此数据（版本链）的事务已经提交了，可见；
当trx_id > max_trx_id时，表明生成此数据的事务是在生成此Read View后才开启的，不可见；
当min_trx_id < trx_id < max_trx_id时，

trx_id在trx_ids里面，说明生成当前Read View时，活跃事务还未提交，不可见；
trx_id不在trx_ids里面，说明事务在生产当前Read Veiw时已经提交了，可见。

不可见时，就要顺着版本链找下一个版本。

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