深入理解MySQL中事务隔离级别的实现原理

前言

说到数据库事务，大家脑子里一定很容易蹦出一堆事务的相关知识，如事务的ACID特性，隔离级别，解决的问题（脏读，不可重复读，幻读）等等，但是可能很少有人真正的清楚事务的这些特性又是怎么实现的，为什么要有四个隔离级别。

今天我们就先来聊聊MySQL中事务的隔离性的实现原理，后续还会继续出文章分析其他特性的实现原理。

当然MySQL博大精深，文章疏漏之处在所难免，欢迎批评指正。

说明

MySQL的事务实现逻辑是位于引擎层的，并且不是所有的引擎都支持事务的，下面的说明都是以InnoDB引擎为基准。

定义

隔离性（isolation）指的是不同事务先后提交并执行后，最终呈现出来的效果是串行的，也就是说，对于事务来说，它在执行过程中，感知到的数据变化应该只有自己操作引起的，不存在其他事务引发的数据变化。

隔离性解决的是并发事务出现的问题。

标准SQL隔离级别

隔离性最简单的实现方式就是各个事务都串行执行了，如果前面的事务还没有执行完毕，后面的事务就都等待。但是这样的实现方式很明显并发效率不高，并不适合在实际环境中使用。

为了解决上述问题，实现不同程度的并发控制，SQL的标准制定者提出了不同的隔离级别：未提交读（read uncommitted）、提交读（read committed）、可重复读（repeatable read）、序列化读（serializable）。其中最高级隔离级别就是序列化读，而在其他隔离级别中，由于事务是并发执行的，所以或多或少允许出现一些问题。见以下的矩阵表：

注意，MySQL的InnoDB引擎在提交读级别通过MVCC解决了不可重复读的问题，在可重复读级别通过间隙锁解决了幻读问题，具体见下面的分析。

实现原理

标准SQL事务隔离级别实现原理

我们上面遇到的问题其实就是并发事务下的控制问题，解决并发事务的最常见方式就是悲观并发控制了（也就是数据库中的锁）。标准SQL事务隔离级别的实现是依赖锁的，我们来看下具体是怎么实现的：

可以看到，在只使用锁来实现隔离级别的控制的时候，需要频繁的加锁解锁，而且很容易发生读写的冲突（例如在RC级别下，事务A更新了数据行1，事务B则在事务A提交前读取数据行1都要等待事务A提交并释放锁）。

为了不加锁解决读写冲突的问题，MySQL引入了MVCC机制，详细可见我以前的分析文章：一文读懂数据库中的乐观锁和悲观锁和MVCC。

InnoDB事务隔离级别实现原理

在往下分析之前，我们有几个概念需要先了解下：

1、锁定读和一致性非锁定读

锁定读：在一个事务中，主动给读加锁，如SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 和 SELECT ... FOR UPDATE。分别加上了行共享锁和行排他锁。锁的分类可见我以前的分析文章：你应该了解的MySQL锁分类)。

https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-locking-reads.html

一致性非锁定读：InnoDB使用MVCC向事务的查询提供某个时间点的数据库快照。查询会看到在该时间点之前提交的事务所做的更改，而不会看到稍后或未提交的事务所做的更改（本事务除外）。也就是说在开始了事务之后，事务看到的数据就都是事务开启那一刻的数据了，其他事务的后续修改不会在本次事务中可见。

Consistent read是InnoDB在RC和RR隔离级别处理SELECT语句的默认模式。一致性非锁定读不会对其访问的表设置任何锁，因此，在对表执行一致性非锁定读的同时，其它事务可以同时并发的读取或者修改它们。

https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-consistent-read.html

2、当前读和快照读

当前读

读取的是最新版本，像UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ...  LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读？就是它读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。

快照读

读取的是快照版本，也就是历史版本，像不加锁的SELECT操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读；快照读的前提是隔离级别不是未提交读和序列化读级别，因为未提交读总是读取最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行，而序列化读则会对表加锁。

3、隐式锁定和显式锁定

隐式锁定

InnoDB在事务执行过程中，使用两阶段锁协议（不主动进行显示锁定的情况）：

• 随时都可以执行锁定，InnoDB会根据隔离级别在需要的时候自动加锁；
• 锁只有在执行commit或者rollback的时候才会释放，并且所有的锁都是在同一时刻被释放。

显式锁定

• InnoDB也支持通过特定的语句进行显示锁定（存储引擎层）

select ... lock in share mode //共享锁select ... for update //排他锁

• MySQL Server层的显示锁定：

lock tableunlock table

了解完上面的概念后，我们来看下InnoDB的事务具体是怎么实现的（下面的读都指的是非主动加锁的select）

一些常见误区

幻读到底包不包括了delete的情况?

不可重复读：前后多次读取一行，数据内容不一致，针对其他事务的update和delete操作。为了解决这个问题，使用行共享锁，锁定到事务结束（也就是RR级别，当然MySQL使用MVCC在RC级别就解决了这个问题）

幻读：当同一个查询在不同时间生成不同的行集合时就是出现了幻读，针对的是其他事务的insert操作，为了解决这个问题，锁定整个表到事务结束（也就是S级别，当然MySQL使用间隙锁在RR级别就解决了这个问题）

网上很多文章提到幻读和提交读的时候，有的说幻读包括了delete的情况，有的说delete应该属于提交读的问题，那到底真相如何呢？我们实际来看下MySQL的官方文档（如下）

The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times. For example, if a SELECT) is executed twice, but returns a row the second time that was not returned the first time, the row is a “phantom” row. https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-next-key-locking.html

可以看到，幻读针对的是结果集前后发生变化，所以看起来delete的情况应该归为幻读，但是我们实际分析下上面列出的标准SQL在RR级别的实现原理就知道，标准SQL的RR级别是会对查到的数据行加行共享锁，所以这时候其他事务想删除这些数据行其实是做不到的，所以在RR下，不会出现因delete而出现幻读现象，也就是幻读不包含delete的情况。

MVCC能解决了幻读问题?

网上很多文章会说MVCC或者MVCC+间隙锁解决了幻读问题，实际上MVCC并不能解决幻读问题。如以下的例子：

begin;#假设users表为空，下面查出来的数据为空select * from users; #没有加锁#此时另一个事务提交了，且插入了一条id=1的数据select * from users; #读快照，查出来的数据为空update users set name='mysql' where id=1;#update是当前读，所以更新成功，并生成一个更新的快照select * from users; #读快照，查出来id为1的一条记录，因为MVCC可以查到当前事务生成的快照commit;

可以看到前后查出来的数据行不一致，发生了幻读。所以说只有MVCC是不能解决幻读问题的，解决幻读问题靠的是间隙锁。如下：

begin;#假设users表为空，下面查出来的数据为空select * from users lock in share mode; #加上共享锁#此时另一个事务B想提交且插入了一条id=1的数据，由于有间隙锁，所以要等待select * from users; #读快照，查出来的数据为空update users set name='mysql' where id=1;#update是当前读，由于不存在数据，不进行更新select * from users; #读快照，查出来的数据为空commit;#事务B提交成功并插入数据

注意，RR级别下想解决幻读问题，需要我们显式加锁，不然查询的时候还是不会加锁的。