MySQL事务详解（读写锁+MVCC）

事务的四大特性ACID

• Atomocity：原子性，一个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部失败。
• Consistency：一致性，一个或多个事务执行后，原来一致的数据和数据库仍然是一致的。银行转账前后，金额的总额不改变。
• Lsolation：隔离性，数据库开启一个事务时，不会受到其他事务对数据操纵导致数据不一致。多个事务并发互不影响。
• Durability：持久性，事务提交后，对数据库中的数据的修改是永久的。它无法通过回滚或者任何方式来进行恢复。

而事务的ACID是通过InnoDB日志和锁来保证。

• 事务的隔离性是通过数据库锁+MVVC的机制实现的。
• 事务的持久性通过redo log（重做日志）来实现。
• 原子性和一致性通过Undo log（回撤日志）来实现.

Undo Log保存了事务发生之前的数据的一个版本，为了满足事务的原子性，在事务前备份数据到Undo Log，然后进行数据的修改。如果出现了错误或者用户执行了roll back语句，系统可以利用Undo Log的数据进行恢复。

Redo log确保事务的持久性。防止在发生故障的时间点，尚有脏页未写入磁盘，在重启mysql服务的时候，根据redo log进行重做，从而达到事务的持久性这一特性。

事务的隔离级别

MySql5.5后使用的是InnoDB引擎，它默认隔离级别是可重复读的。

Orcale默认隔离级别是读已提交。

MySQL数据库共定义了四种隔离级别：

1. Serializable(串行化)：可避免脏读、不可重复读、幻像读取情况的发生。
2. Repeatable read(可重复读)：可避免脏读、不可重复读情况的发生。
3. Read committed(读已提交)：可避免脏读情况发生。
4. Read uncommitted(读未提交)：最低级别，以上情况均无法保证。

脏读：事务T1对数据进行修改，但未提交；事务T2进行数据读取，读取到修改但未提交的数据；事务T1进行回滚，取消了数据的修改，事务T2之前读取的数据为无效数据。

不可重复读：事务T2读取了一条数据，事务T1对此数据进行修改并提交，事务T2再次读取此数据。两次读取的数据不一致，数据被修改。

幻像读取：事务T1开启，事务T2对数据进行查询，得到结果一；事务T1对数据进行新增并提交，事务T2再次进行读取，得到结果二。结果二中比结果一中多出一条数据，就和幻像一样，称之为幻像读取，数据被增加。

数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上 “串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。

不可重复读和幻像读的区别

• 不可重复读是针对同一个数据项的概念，两个事务对同一个数据项进行了修改。
• 幻像读时正对一个数据集的概念，在读取批量数据时，数据的数目发生了变化。

参考数据库的隔离级别

MVVC+读写锁

InnoDB的底层是使用读写锁（共享锁与排他锁）和MVCC（多版本并发控制协议）来进行隔离级别的实现的。它们的实现思想可以简单的做一个解释。

MySQL支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，MySQL默认采用RR隔离级别，SQL标准是要求RR解决不可重复读的问题，但是因为MySQL通过next-key lock在RR隔离级别下解决了幻读的问题。

读写锁

首先InnoDB是基于读写锁的，也就是共享锁（S锁）和排他锁（X锁）。

在一个事务中，读取某条记录行，会为当前记录行添加一个读锁，其他事务也可以对该记录行添加读锁并且读取，但是不能添加写锁。而修改一条记录时，会为这个记录行添加一个写锁，其他事务不能为其添加任何锁。

• 读锁是一个共享锁，它是对读锁共享的，但是不对写锁共享。
• 写锁是一个排他锁，添加了写锁后就不能添加任何锁。
• 读写锁都只有在事务结束后才会自动释放。

在InnoDB中实现了这种锁机制，并且基于这种锁机制使用了MVVC来提升读的效率

两种读取数据方法

在InnoDB中，基于MVVC在不同情况下，会有两种不同的读取数据的方式。

一致性非锁定读

在事务中，查询某一条数据时，这条数据正在被其他事务delete，update时，读操作并不会等待写锁的释放，而是去读取这条数据之前的快照版本，也称之为快照读。

锁定读

在事务中，查询某条数据时，这条数据没有被其它事务delete，update时，这个时候读取的数据就是当前最新版本的数据，并且会为当前记录行添加读锁，这种读法也叫为当前读。

此外delete，uptate，insert时的操作也存在着当前读的一种现象，但是会为记录添加写锁。

隔离级别的实现

基于上面的读写锁+MVVC，我们可以很容易的就实现RR（Repeatable Read）和RC（Read Commited）

读未提交

这种不考虑逻辑性和安全性的隔离级别不会被使用，实现即不加任何锁即可。

读已提交

读已提交的实现在一致性非锁定读中，事务开始后，每次查询都会重新生成Read View，这样避免了数据脏读但却无法实现可重复读。

在锁定读中，读取时会为当前记录添加写锁，其他事务无法获取写锁，不能对该记录行进行修改等操作，所以读未提交和不可重复读都不会发生。

可重复读

可重复读的实现在一致性非锁定读中，事务开始后，它只会为第一次查询生成Read View，这种方式实现了数据的可重复读。锁定读利用锁机制实现可重复读。

在InnoDB中的RR级别的隔离机制还实现了部分的避免幻读，在RR中，锁定读时，使用Next-key lock的方式来对查询范围内的间隙进行加锁，其他事务不能进行插入事务。一致性非锁定读不会发生幻读现象。

串行化：串行化就是让事务不能并发的执行，当有事务进行时，其他事务等待运行，虽然实现了高可靠，但是性能及其低下。

InnoDB的中MVVC原理

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Read View、Undo log。

在内部实现中，InnoDB 通过数据行的 DB_TRX_ID 和 Read View 来判断数据的可见性，如不可见，则通过数据行的 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的，在同一个事务中，用户只能看到该事务创建 Read View 之前已经提交的修改和该事务本身做的修改。

隐藏字段

• DB_TRX_ID（6字节）：表示最后一次插入或更新该行的事务 id。此外，delete 操作在内部被视为更新，只不过会在记录头 Record header 中的 deleted_flag 字段将其标记为已删除
• DB_ROLL_PTR（7字节）： 回滚指针，指向该行的 undo log 。如果该行未被更新，则为空
• DB_ROW_ID（6字节）：如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时，InnoDB 会使用该 id 来生成聚簇索引

Read View

Read View主要是用来做可见性判断，里面保存了 “当前对本事务不可见的其他活跃事务”，它是存储在事务中，我们所说的更新快照也就是更新它和undo log。

主要有以下字段：

• m_low_limit_id：目前出现过的最大的事务 ID+1，即下一个将被分配的事务 ID。大于这个 ID 的数据版本均不可见
• m_up_limit_id：活跃事务列表 m_ids 中最小的事务 ID，如果 m_ids 为空，则 m_up_limit_id 为 m_low_limit_id。小于这个 ID 的数据版本均可见
• m_ids：Read View 创建时其他未提交的活跃事务 ID 列表。创建 Read View时，将当前未提交事务 ID 记录下来，后续即使它们修改了记录行的值，对于当前事务也是不可见的。m_ids 不包括当前事务自己和已提交的事务（正在内存中）
• m_creator_trx_id：创建该 Read View 的事务 ID

Undo Log

undo log 主要有两个作用：

• 当事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子
• 另一个作用是 MVCC ，当读取记录时，若该记录被其他事务占用或当前版本对该事务不可见，则可以通过 undo log 读取之前的版本数据，以此实现非锁定读。

参考InnoDB对MVCC的实现

使用事务

begin：事务开启

savepoint：定点回滚

rollback：回滚

begin;	//开启事务，或者说是关闭自动提交功能。
insert into test values(5,"lisi");
insert into test values(1,"1");
commit;	//提交事务，两个都被保存。

begin;	//开启事务
insert into test values(5,"lisi");
insert into test values(1,"1");
rollback;	//回滚，两个都未保存。不管语句是否正确。

begin;	//开启事务
insert into test values(5,"lisi");
savepoint a;	//设置一个定点a
insert into test values(1,"1");
rollback to a;	//回滚到定点a