浅析Mysql的隔离级别及MVCC

来源：小北觅

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一、Mysql的四个隔离级别

预备工作：

先创建一个test数据库及account表

向account中插入两条测试数据

开启两个控制台窗口，当做两个用户（A和B）

1.1 READ UNCOMMITTED（未提交读）

也即RU，在READ UNCOMMITTED级别，事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读（Dirty Read）。这个级别会导致很多问题，从性能上来说，READ UNCOMMITTED不会比其他的级别好太多，但却缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少使用。

A用户操作如下：

结果如下：

B用户操作如下：

随后在A用户终端中查询数据，结果如下：

可以看到B用户并未提交事务，但是A用户却能读到未提交的数据，这就是脏读。

1.2 READ COMMITTED（提交读）

即RC，大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMTTED（但MySQL不是，Mysql的默认隔离级别是REPEATABLE READ）。

READ COMMITTED满足前面提到的隔离性的简单定义：一个事务开始时，只能”看见”已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的。

这个级别有时候叫做不可重复读（nonrepeatble read），因为两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。以例子说明：

我们将用户B所在的会话当前事务隔离级别设置为read commited。

在A所在的会话中执行

在B用户的会话中查询：

结果如下：

发现数据没有变，还是1000，说明可以避免脏读了。

接着A用户会话中将事务提交：

再次在B中查询，结果如下：

可以看到，B用户读取到了A用户提交的数据。这么做有什么问题么？那就是我们在会话B同一个事务中，读取到两次不同的结果。这就造成了不可重复读，就是两次读取的结果不同。

1.3 REPEATABLE READ(可重复读)

REPEATABLE READ解决了脏读的问题。该隔离级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读（Phantom Read）的问题。

所谓幻读，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻行（Phantom Row）。

Mysql的RR是由“行排它锁+MVCC”一起实现的。

我们将用户B所在的会话当前事务隔离级别设置为repeatable read。

接着在B中查询数据：

两条。

然后我们到A用户会话中插入一条数据：

在A中查看是否添加成功：

成功，有三条数据。

回到用户B会话中，再次查询：

会报错：

说是主键重复了，可是B用户刚刚查询并没有id=3的记录。这就是幻读现象。

我的理解是：不可重复读指的是update操作，而幻读指的是insert或delete操作。

1.4 SERIALIZABLE（串行化）

SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。简单来说，SERIALIZABLE会在读取每一行数据都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用问题。

实际应用中也很少用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。

二、MVCC

首先介绍一下几个概念：

读锁：也叫共享锁、S锁，若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改A，其他事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S 锁。这保证了其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。

写锁：又称排他锁、X锁。若事务T对数据对象A加上X锁，事务T可以读A也可以修改A，其他事务不能再对A加任何锁，直到T释放A上的锁。这保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。

表锁：操作对象是数据表。Mysql大多数锁策略都支持，是系统开销最低但并发性最低的一个锁策略。事务t对整个表加读锁，则其他事务可读不可写，若加写锁，则其他事务增删改都不行。

行级锁：操作对象是数据表中的一行。是MVCC技术用的比较多的。行级锁对系统开销较大，但处理高并发较好。

MVCC使得大部分支持行锁的事务引擎，不再单纯的使用行锁来进行数据库的并发控制，取而代之的是把数据库的行锁与行的多个版本结合起来，只需要很小的开销,就可以实现非锁定读，从而大大提高数据库系统的并发性能。

2.1 重要字段

Mysql Innodb中行记录的存储格式，除了最基本的行信息外，还会有一些额外的字段，这里主要介绍和MVCC有关的字段：DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR。

DATA_TRX_ID：用来标识最近一次对本行记录做修改(insert|update)的事务的标识符, 即最后一次修改(insert|update)本行记录的事务id。

DATA_ROLL_PTR：指写入回滚段(rollback segment)的 undo log record (撤销日志记录记录)。如果一行记录被更新, 则 undo log record 包含 '重建该行记录被更新之前内容' 所必须的信息。

借图举例：出自>

当插入的是一条新数据时，记录上对应的回滚段指针为NULL

DB_TRX_ID记录了行的创建的时间,删除的时间在每个事件发生的时候，每行存储版本号，而不是存储事件实际发生的时间。每次事物的开始这个版本号都会增加。自记录时间开始，每个事物都会保存记录的系统版本号。依照事物的版本来检查每行的版本号。

在insert操作时， “创建时间”=DB_TRX_ID，这时，“删除时间”是未定义的；

在update操作时，复制新增行的“创建时间”=DB_TRX_ID，删除时间未定义，旧数据行“创建时间”不变，删除时间=该事务DB_TRX_ID；

在delete操作时，相应数据行的“创建时间”不变，删除时间=该事务的DB_ROW_ID；

在select操作时，对两者都不修改，只读相应的数据。

2.2 原理

InnoDB的MVCC，是通过在每行纪录后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存了行的过期时间（或删除时间），当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行纪录的版本号进行比较。在REPEATABLE READ隔离级别下，MVCC具体的操作如下：

SELECT

InnoDB会根据以下两个条件检查每行纪录：

InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行，即，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的。

行的删除版本，要么未定义，要么大于当前事务版本号。这样可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。

只有符合上述两个条件的纪录，才能作为查询结果返回。

NSERT

InnoDB为插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。

DELETE

InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。

UPDATE

InnoDB为插入一行新纪录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时，保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。

优点：

保存这两个额外系统版本号，使大多数读操作都可以不用加锁。这样设计使得读数据操作很简单，性能很好。

缺点：

每行纪录都需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作，以及一些额外的维护工作。

读到这里，也许会有一个疑问，考虑如下执行序列：

按照之前的Select规则，会话B 的事务是在 会话A的后面开启的，那么B的事务版本号大于A的事务版本号。这样在A中插入的数据在未提交的情况下，B可以读到A修改的数据，这不就自相矛盾了么？

其实不然，InnoDB每个事务在开始的时候，会将当前系统中的活跃事务列表（trx_sys->trx_list）创建一个副本（read view），然后一致性读去比较记录的tx id的时候，并不是根据当前事务的tx id，而是根据read view最早一个事务的tx id（read view->up_limit_id）来做比较的，这样就能确保在事务B之前没有提交的所有事务的变更，B事务都是看不到的。如下图所示：

结束。rm -rf / 跑

参考资料： 《唐成－2016PG大会-数据库多版本实现内幕.pdf》