MySQL事務的隔離性是如何實現的

並發場景

最近做瞭一些分佈式事務的項目，對事務的隔離性有瞭更深的認識，後續寫文章聊分佈式事務。今天就復盤一下單機事務的隔離性是如何實現的？

隔離的本質就是控制並發，如果SQL語句就是串行執行的。那麼數據庫的四大特性中就不會有隔離性這個概念瞭，也就不會有臟讀，不可重復讀，幻讀等各種問題瞭

對數據庫的各種並發操作，隻有如下四種，寫寫，讀讀，讀寫和寫讀

寫-寫

事務A更新一條記錄的時候，事務B能同時更新同一條記錄嗎？

答案肯定是不能的，不然就會造成臟寫問題，那如何避免臟寫呢？答案就是加鎖

讀-讀

MySQL讀操作默認情況下不會加鎖，所以可以並行的讀

讀-寫 和 寫-讀

基於各種場景對並發操作容忍程度不同，MySQL就搞瞭個隔離性的概念。你自己根據業務場景選擇隔離級別。

√ 為會發生，×為不會發生

所以你看，MySQL是通過鎖和隔離級別對MySQL進行並發控制的

MySQL中的鎖

行級鎖

InnoDB存儲引擎中有如下兩種類型的行級鎖

• 共享鎖（Shared Lock，簡稱S鎖），在事務需要讀取一條記錄時，需要先獲取改記錄的S鎖
• 排他鎖（Exclusive Lock，簡稱X鎖），在事務要改動一條記錄時，需要先獲取該記錄的X鎖

如果事務T1獲取瞭一條記錄的S鎖之後，事務T2也要訪問這條記錄。如果事務T2想再獲取這個記錄的S鎖，可以成功，這種情況稱為鎖兼容，如果事務T2想再獲取這個記錄的X鎖，那麼此操作會被阻塞，直到事務T1提交之後將S鎖釋放掉

如果事務T1獲取瞭一條記錄的X鎖之後，那麼不管事務T2接著想獲取該記錄的S鎖還是X鎖都會被阻塞，直到事務1提交，這種情況稱為鎖不兼容。

多個事務可以同時讀取記錄，即共享鎖之間不互斥，但共享鎖會阻塞排他鎖。排他鎖之間互斥

S鎖和X鎖之間的兼容關系如下

update，delete，insert 都會自動給涉及到的數據加上排他鎖，select 語句默認不會加任何鎖

那什麼情況下會對讀操作加鎖呢？

• select … lock in share mode，對讀取的記錄加S鎖
• select … for update ，對讀取的記錄加X鎖
• 在事務中讀取記錄，對讀取的記錄加S鎖
• 事務隔離級別在 SERIALIZABLE 下，對讀取的記錄加S鎖

InnoDB中有如下三種鎖

• Record Lock：對單個記錄加鎖
• Gap Lock：間隙鎖，鎖住記錄前面的間隙，不允許插入記錄
• Next-key Lock：同時鎖住數據和數據前面的間隙，即數據和數據前面的間隙都不允許插入記錄

寫個Demo演示一下

CREATE TABLE `girl` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(255),
  `age` int(11),
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

insert into girl values
(1, '西施', 20),
(5, '王昭君', 23),
(8, '貂蟬', 25),
(10, '楊玉環', 26),
(12, '陳圓圓', 20);

Record Lock

對單個記錄加鎖

如把id值為8的數據加一個Record Lock，示意圖如下

Record Lock也是有S鎖和X鎖之分的，兼容性和之前描述的一樣。

SQL執行加什麼樣的鎖受很多條件的制約，比如事務的隔離級別，執行時使用的索引（如，聚集索引，非聚集索引等），因此就不詳細分析瞭，舉幾個簡單的例子。

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢
-- 對id=8的記錄加S型Record Lock
select * from girl where id = 8 lock in share mode;

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢
-- 對id=8的記錄加X型Record Lock
select * from girl where id = 8 for update;

Gap Lock

鎖住記錄前面的間隙，不允許插入記錄

MySQL在可重復讀隔離級別下可以通過MVCC和加鎖來解決幻讀問題

當前讀：加鎖
快照讀：MVCC

但是該如何加鎖呢？因為第一次執行讀取操作的時候，這些幻影記錄並不存在，我們沒有辦法加Record Lock，此時可以通過加Gap Lock解決，即對間隙加鎖。

如一個事務對id=8的記錄加間隙鎖，則意味著不允許別的事務在id=8的記錄前面的間隙插入新記錄，即id值在(5, 8)這個區間內的記錄是不允許立即插入的。直到加間隙鎖的事務提交後，id值在(5, 8)這個區間中的記錄才可以被提交

我們來看如下一個SQL的加鎖過程

-- REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢
-- 但是主鍵值並不存在
-- 對id=8的聚集索引記錄加Gap Lock
SELECT * FROM girl WHERE id = 7 LOCK IN SHARE MODE;

由於id=7的記錄不存在，為瞭禁止幻讀現象（避免在同一事務下執行相同的語句得到的結果集中有id=7的記錄），所以在當前事務提交前我們要預防別的事務插入id=7的記錄，此時在id=8的記錄上加一個Gap Lock即可，即不允許別的事務插入id值在(5, 8)這個區間的新記錄

給大傢提一個問題，Gap Lock隻能鎖定記錄前面的間隙，那麼最後一條記錄後面的間隙該怎麼鎖定？

其實mysql數據是存在頁中的，每個頁有2個偽記錄

• Infimum記錄，表示該頁面中最小的記錄
• upremum記錄，表示該頁面中最大的記錄

為瞭防止其它事務插入id值在(12, +∞)這個區間的記錄，我們可以給id=12記錄所在頁面的Supremum記錄加上一個gap鎖，此時就可以阻止其他事務插入id值在(12, +∞)這個區間的新記錄

Next-key Lock

同時鎖住數據和數據前面的間隙，即數據和數據前面的間隙都不允許插入記錄
所以你可以這樣理解Next-key Lock=Record Lock+Gap Lock

-- REPEATABLE READ 利用主鍵進行范圍查詢
-- 對id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock
-- 對id>8的所有聚集索引記錄加S型Next-key Lock（包括Supremum偽記錄）
SELECT * FROM girl WHERE id >= 8 LOCK IN SHARE MODE;

因為要解決幻讀的問題，所以需要禁別的事務插入id>=8的記錄，所以

• 對id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock
• 對id>8的所有聚集索引記錄加S型Next-key Lock（包括Supremum偽記錄）

表級鎖

表鎖也有S鎖和X鎖之分

在對某個表執行select，insert，update，delete語句時，innodb存儲引擎是不會為這個表添加表級別的S鎖或者X鎖。

在對表執行一些諸如ALTER TABLE，DROP TABLE這類的DDL語句時，會對這個表加X鎖，因此其他事務對這個表執行諸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的語句會發生阻塞

在系統變量autocommit=0，innodb_table_locks = 1時，手動獲取InnoDB存儲引擎提供的表t的S鎖或者X鎖，可以這麼寫

對表t加表級別的S鎖

lock tables t read

對表t加表級別的X鎖

lock tables t write

如果一個事務給表加瞭S鎖，那麼

• 別的事務可以繼續獲得該表的S鎖
• 別的事務可以繼續獲得表中某些記錄的S鎖
• 別的事務不可以繼續獲得該表的X鎖
• 別的事務不可以繼續獲得表中某些記錄的X鎖

如果一個事務給表加瞭X鎖，那麼

• 別的事務不可以繼續獲得該表的S鎖
• 別的事務不可以繼續獲得表中某些記錄的S鎖
• 別的事務不可以繼續獲得該表的X鎖
• 別的事務不可以繼續獲得表中某些記錄的X鎖

所以修改線上的表時一定要小心，因為會使大量事務阻塞，目前有很多成熟的修改線上表的方法，不再贅述

隔離級別

讀未提交：每次讀取最新的記錄，沒有做特殊處理
串行化：事務串行執行，不會產生並發

所以我們重點關註讀已提交和可重復讀的隔離實現！

這兩種隔離級別是通過MVCC（多版本並發控制）來實現的，本質就是MySQL通過undolog存儲瞭多個版本的歷史數據，根據規則讀取某一歷史版本的數據，這樣就可以在無鎖的情況下實現讀寫並行，提高數據庫性能

那麼undolog是如何存儲修改前的記錄？

對於使用InnoDB存儲引擎的表來說，聚集索引記錄中都包含下面2個必要的隱藏列

trx_id：一個事務每次對某條聚集索引記錄進行改動時，都會把該事務的事務id賦值給trx_id隱藏列

roll_pointer：每次對某條聚集索引記錄進行改動時，都會把舊的版本寫入undo日志中。這個隱藏列就相當於一個指針，通過他找到該記錄修改前的信息

如果一個記錄的name從貂蟬被依次改為王昭君，西施，會有如下的記錄，多個記錄構成瞭一個版本鏈

為瞭判斷版本鏈中哪個版本對當前事務是可見的，MySQL設計出瞭ReadView的概念。4個重要的內容如下

• m_ids：在生成ReadView時，當前系統中活躍的事務id列表
• min_trx_id：在生成ReadView時，當前系統中活躍的最小的事務id，也就是m_ids中的最小值
• max_trx_id：在生成ReadView時，系統應該分配給下一個事務的事務id值
• creator_trx_id：生成該ReadView的事務的事務id

當對表中的記錄進行改動時，執行insert，delete，update這些語句時，才會為事務分配唯一的事務id，否則一個事務的事務id值默認為0。

max_trx_id並不是m_ids中的最大值，事務id是遞增分配的。比如現在有事務id為1，2，3這三個事務，之後事務id為3的事務提交瞭，當有一個新的事務生成ReadView時，m_ids的值就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4

執行過程如下：

• 如果被訪問版本的trx_id=creator_id，意味著當前事務在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當前事務訪問
• 如果被訪問版本的trx_id<min_trx_id，表明生成該版本的事務在當前事務生成ReadView前已經提交，所以該版本可以被當前事務訪問
• 被訪問版本的trx_id>=max_trx_id，表明生成該版本的事務在當前事務生成ReadView後才開啟，該版本不可以被當前事務訪問
• 被訪問版本的trx_id是否在m_ids列表中
• 4.1 是，創建ReadView時，該版本還是活躍的，該版本不可以被訪問。順著版本鏈找下一個版本的數據，繼續執行上面的步驟判斷可見性，如果最後一個版本還不可見，意味著記錄對當前事務完全不可見
• 4.2 否，創建ReadView時，生成該版本的事務已經被提交，該版本可以被訪問

好瞭，我們知道瞭版本可見性的獲取規則，那麼是怎麼實現讀已提交和可重復讀的呢？

其實很簡單，就是生成ReadView的時機不同

舉個例子，先建立如下表

CREATE TABLE `girl` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(255),
  `age` int(11),
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

Read Committed

Read Committed（讀已提交），每次讀取數據前都生成一個ReadView

下面是3個事務執行的過程，一行代表一個時間點

先分析一下5這個時間點select的執行過程

• 系統中有兩個事務id分別為100，200的事務正在執行
• 執行select語句時生成一個ReadView，mids=[100,200]，min_trx_id=100，max_trx_id=201，creator_trx_id=0（select這個事務沒有執行更改操作，事務id默認為0）
• 最新版本的name列為西施，該版本trx_id值為100，在mids列表中，不符合可見性要求，根據roll_pointer跳到下一個版本
• 下一個版本的name列王昭君，該版本的trx_id值為100，也在mids列表內，因此也不符合要求，繼續跳到下一個版本
• 下一個版本的name列為貂蟬，該版本的trx_id值為10，小於min_trx_id，因此最後返回的name值為貂蟬

再分析一下8這個時間點select的執行過程

• 系統中有一個事務id為200的事務正在執行（事務id為100的事務已經提交）
• 執行select語句時生成一個ReadView，mids=[200]，min_trx_id=200，max_trx_id=201，creator_trx_id=0
• 最新版本的name列為楊玉環，該版本trx_id值為200，在mids列表中，不符合可見性要求，根據roll_pointer跳到下一個版本
• 下一個版本的name列為西施，該版本的trx_id值為100，小於min_trx_id，因此最後返回的name值為西施

當事務id為200的事務提交時，查詢得到的name列為楊玉環。

Repeatable Read

Repeatable Read（可重復讀），在第一次讀取數據時生成一個ReadView

可重復讀因為隻在第一次讀取數據的時候生成ReadView，所以每次讀到的是相同的版本，即name值一直為貂蟬，具體的過程上面已經演示瞭兩遍瞭，我這裡就不重復演示瞭，相信你一定會自己分析瞭。

參考博客

[1]https://souche.yuque.com/bggh1p/8961260/gyzlaf
[2]https://zhuanlan.zhihu.com/p/35477890

到此這篇關於MySQL事務的隔離性是如何實現的的文章就介紹到這瞭,更多相關MySQL事務的隔離性內容請搜索WalkonNet以前的文章或繼續瀏覽下面的相關文章希望大傢以後多多支持WalkonNet！

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