MySQL事務(wù)的隔離性是如何實(shí)現(xiàn)的

更新時(shí)間：2021年09月05日 08:39:16 作者：Java識(shí)堂

最近做了一些分布式事務(wù)的項(xiàng)目，對(duì)事務(wù)的隔離性有了更深的認(rèn)識(shí)，后續(xù)寫文章聊分布式事務(wù)。今天就復(fù)盤一下單機(jī)事務(wù)的隔離性是如何實(shí)現(xiàn)的？感興趣的可以了解一下-

并發(fā)場(chǎng)景

最近做了一些分布式事務(wù)的項(xiàng)目，對(duì)事務(wù)的隔離性有了更深的認(rèn)識(shí)，后續(xù)寫文章聊分布式事務(wù)。今天就復(fù)盤一下單機(jī)事務(wù)的隔離性是如何實(shí)現(xiàn)的？

隔離的本質(zhì)就是控制并發(fā)，如果SQL語句就是串行執(zhí)行的。那么數(shù)據(jù)庫的四大特性中就不會(huì)有隔離性這個(gè)概念了，也就不會(huì)有臟讀，不可重復(fù)讀，幻讀等各種問題了

對(duì)數(shù)據(jù)庫的各種并發(fā)操作，只有如下四種，寫寫，讀讀，讀寫和寫讀

寫-寫

事務(wù)A更新一條記錄的時(shí)候，事務(wù)B能同時(shí)更新同一條記錄嗎？

答案肯定是不能的，不然就會(huì)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(rèn)情況下不會(huì)加鎖，所以可以并行的讀

讀-寫和寫-讀

基于各種場(chǎng)景對(duì)并發(fā)操作容忍程度不同，MySQL就搞了個(gè)隔離性的概念。你自己根據(jù)業(yè)務(wù)場(chǎng)景選擇隔離級(jí)別。

√ 為會(huì)發(fā)生，×為不會(huì)發(fā)生

隔離級(jí)別	臟讀	不可重復(fù)讀	幻讀
read uncommitted（未提交讀）	√	√	√
read committed（提交讀）	×	√	√
repeatable read（可重復(fù)讀）	×	×	√
serializable （可串行化）	×	×	×

所以你看，MySQL是通過鎖和隔離級(jí)別對(duì)MySQL進(jìn)行并發(fā)控制的

MySQL中的鎖

行級(jí)鎖

InnoDB存儲(chǔ)引擎中有如下兩種類型的行級(jí)鎖

共享鎖（Shared Lock，簡(jiǎn)稱S鎖），在事務(wù)需要讀取一條記錄時(shí)，需要先獲取改記錄的S鎖
排他鎖（Exclusive Lock，簡(jiǎn)稱X鎖），在事務(wù)要改動(dòng)一條記錄時(shí)，需要先獲取該記錄的X鎖

如果事務(wù)T1獲取了一條記錄的S鎖之后，事務(wù)T2也要訪問這條記錄。如果事務(wù)T2想再獲取這個(gè)記錄的S鎖，可以成功，這種情況稱為鎖兼容，如果事務(wù)T2想再獲取這個(gè)記錄的X鎖，那么此操作會(huì)被阻塞，直到事務(wù)T1提交之后將S鎖釋放掉

如果事務(wù)T1獲取了一條記錄的X鎖之后，那么不管事務(wù)T2接著想獲取該記錄的S鎖還是X鎖都會(huì)被阻塞，直到事務(wù)1提交，這種情況稱為鎖不兼容。

多個(gè)事務(wù)可以同時(shí)讀取記錄，即共享鎖之間不互斥，但共享鎖會(huì)阻塞排他鎖。排他鎖之間互斥

S鎖和X鎖之間的兼容關(guān)系如下

兼容性	X鎖	S鎖
X鎖	互斥	互斥
S鎖	互斥	兼容

update，delete，insert 都會(huì)自動(dòng)給涉及到的數(shù)據(jù)加上排他鎖，select 語句默認(rèn)不會(huì)加任何鎖

那什么情況下會(huì)對(duì)讀操作加鎖呢？

select … lock in share mode，對(duì)讀取的記錄加S鎖
select … for update ，對(duì)讀取的記錄加X鎖
在事務(wù)中讀取記錄，對(duì)讀取的記錄加S鎖
事務(wù)隔離級(jí)別在 SERIALIZABLE 下，對(duì)讀取的記錄加S鎖

InnoDB中有如下三種鎖

Record Lock：對(duì)單個(gè)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(shí)鎖住數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙，即數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙都不允許插入記錄

寫個(gè)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(huán)', 26),
(12, '陳圓圓', 20);

Record Lock

對(duì)單個(gè)記錄加鎖

如把id值為8的數(shù)據(jù)加一個(gè)Record Lock，示意圖如下

在這里插入圖片描述

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(zhí)行加什么樣的鎖受很多條件的制約，比如事務(wù)的隔離級(jí)別，執(zhí)行時(shí)使用的索引（如，聚集索引，非聚集索引等），因此就不詳細(xì)分析了，舉幾個(gè)簡(jiǎn)單的例子。

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進(jìn)行等值查詢
-- 對(duì)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(jìn)行等值查詢
-- 對(duì)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(fù)讀隔離級(jí)別下可以通過MVCC和加鎖來解決幻讀問題

當(dāng)前讀：加鎖
快照讀：MVCC

但是該如何加鎖呢？因?yàn)榈谝淮螆?zhí)行讀取操作的時(shí)候，這些幻影記錄并不存在，我們沒有辦法加Record Lock，此時(shí)可以通過加Gap Lock解決，即對(duì)間隙加鎖。

在這里插入圖片描述

如一個(gè)事務(wù)對(duì)id=8的記錄加間隙鎖，則意味著不允許別的事務(wù)在id=8的記錄前面的間隙插入新記錄，即id值在(5, 8)這個(gè)區(qū)間內(nèi)的記錄是不允許立即插入的。直到加間隙鎖的事務(wù)提交后，id值在(5, 8)這個(gè)區(qū)間中的記錄才可以被提交

我們來看如下一個(gè)SQL的加鎖過程

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

由于id=7的記錄不存在，為了禁止幻讀現(xiàn)象（避免在同一事務(wù)下執(zhí)行相同的語句得到的結(jié)果集中有id=7的記錄），所以在當(dāng)前事務(wù)提交前我們要預(yù)防別的事務(wù)插入id=7的記錄，此時(shí)在id=8的記錄上加一個(gè)Gap Lock即可，即不允許別的事務(wù)插入id值在(5, 8)這個(gè)區(qū)間的新記錄

在這里插入圖片描述

給大家提一個(gè)問題，Gap Lock只能鎖定記錄前面的間隙，那么最后一條記錄后面的間隙該怎么鎖定？

其實(shí)mysql數(shù)據(jù)是存在頁中的，每個(gè)頁有2個(gè)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

為了防止其它事務(wù)插入id值在(12, +∞)這個(gè)區(qū)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(gè)gap鎖，此時(shí)就可以阻止其他事務(wù)插入id值在(12, +∞)這個(gè)區(qū)間的新記錄

Next-key Lock

同時(shí)鎖住數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙，即數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)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

在這里插入圖片描述

-- REPEATABLE READ 利用主鍵進(jìn)行范圍查詢
-- 對(duì)id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock
-- 對(duì)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?yàn)橐鉀Q幻讀的問題，所以需要禁別的事務(wù)插入id>=8的記錄，所以

對(duì)id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock
對(duì)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(jí)鎖

表鎖也有S鎖和X鎖之分

在對(duì)某個(gè)表執(zhí)行select，insert，update，delete語句時(shí)，innodb存儲(chǔ)引擎是不會(huì)為這個(gè)表添加表級(jí)別的S鎖或者X鎖。

在對(duì)表執(zhí)行一些諸如ALTER TABLE，DROP TABLE這類的DDL語句時(shí)，會(huì)對(duì)這個(gè)表加X鎖，因此其他事務(wù)對(duì)這個(gè)表執(zhí)行諸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的語句會(huì)發(fā)生阻塞

在系統(tǒng)變量autocommit=0，innodb_table_locks = 1時(shí)，手動(dòng)獲取InnoDB存儲(chǔ)引擎提供的表t的S鎖或者X鎖，可以這么寫

對(duì)表t加表級(jí)別的S鎖

lock tables t read

對(duì)表t加表級(jí)別的X鎖

lock tables t write

如果一個(gè)事務(wù)給表加了S鎖，那么

別的事務(wù)可以繼續(xù)獲得該表的S鎖
別的事務(wù)可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的S鎖
別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得該表的X鎖
別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的X鎖

如果一個(gè)事務(wù)給表加了X鎖，那么

別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得該表的S鎖
別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的S鎖
別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得該表的X鎖
別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的X鎖

所以修改線上的表時(shí)一定要小心，因?yàn)闀?huì)使大量事務(wù)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(jí)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(wù)串行執(zhí)行，不會(huì)產(chǎn)生并發(fā)

所以我們重點(diǎn)關(guān)注讀已提交和可重復(fù)讀的隔離實(shí)現(xiàn)！

這兩種隔離級(jí)別是通過MVCC（多版本并發(fā)控制）來實(shí)現(xiàn)的，本質(zhì)就是MySQL通過undolog存儲(chǔ)了多個(gè)版本的歷史數(shù)據(jù)，根據(jù)規(guī)則讀取某一歷史版本的數(shù)據(jù)，這樣就可以在無鎖的情況下實(shí)現(xiàn)讀寫并行，提高數(shù)據(jù)庫性能

那么undolog是如何存儲(chǔ)修改前的記錄？

對(duì)于使用InnoDB存儲(chǔ)引擎的表來說，聚集索引記錄中都包含下面2個(gè)必要的隱藏列

trx_id：一個(gè)事務(wù)每次對(duì)某條聚集索引記錄進(jìn)行改動(dòng)時(shí)，都會(huì)把該事務(wù)的事務(wù)id賦值給trx_id隱藏列

roll_pointer：每次對(duì)某條聚集索引記錄進(jìn)行改動(dòng)時(shí)，都會(huì)把舊的版本寫入undo日志中。這個(gè)隱藏列就相當(dāng)于一個(gè)指針，通過他找到該記錄修改前的信息

如果一個(gè)記錄的name從貂蟬被依次改為王昭君，西施，會(huì)有如下的記錄，多個(gè)記錄構(gòu)成了一個(gè)版本鏈

在這里插入圖片描述

為了判斷版本鏈中哪個(gè)版本對(duì)當(dāng)前事務(wù)是可見的，MySQL設(shè)計(jì)出了ReadView的概念。4個(gè)重要的內(nèi)容如下

m_ids：在生成ReadView時(shí)，當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)id列表
min_trx_id：在生成ReadView時(shí)，當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的最小的事務(wù)id，也就是m_ids中的最小值
max_trx_id：在生成ReadView時(shí)，系統(tǒng)應(yīng)該分配給下一個(gè)事務(wù)的事務(wù)id值
creator_trx_id：生成該ReadView的事務(wù)的事務(wù)id

當(dāng)對(duì)表中的記錄進(jìn)行改動(dòng)時(shí)，執(zhí)行insert，delete，update這些語句時(shí)，才會(huì)為事務(wù)分配唯一的事務(wù)id，否則一個(gè)事務(wù)的事務(wù)id值默認(rèn)為0。

max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事務(wù)id是遞增分配的。比如現(xiàn)在有事務(wù)id為1，2，3這三個(gè)事務(wù)，之后事務(wù)id為3的事務(wù)提交了，當(dāng)有一個(gè)新的事務(wù)生成ReadView時(shí)，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

請(qǐng)?zhí)砑訄D片描述

執(zhí)行過程如下：

如果被訪問版本的trx_id=creator_id，意味著當(dāng)前事務(wù)在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當(dāng)前事務(wù)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(wù)在當(dāng)前事務(wù)生成ReadView前已經(jīng)提交，所以該版本可以被當(dāng)前事務(wù)訪問
被訪問版本的trx_id>=max_trx_id，表明生成該版本的事務(wù)在當(dāng)前事務(wù)生成ReadView后才開啟，該版本不可以被當(dāng)前事務(wù)訪問
被訪問版本的trx_id是否在m_ids列表中
4.1 是，創(chuàng)建ReadView時(shí)，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(gè)版本的數(shù)據(jù)，繼續(xù)執(zhí)行上面的步驟判斷可見性，如果最后一個(gè)版本還不可見，意味著記錄對(duì)當(dāng)前事務(wù)完全不可見
4.2 否，創(chuàng)建ReadView時(shí)，生成該版本的事務(wù)已經(jīng)被提交，該版本可以被訪問

好了，我們知道了版本可見性的獲取規(guī)則，那么是怎么實(shí)現(xiàn)讀已提交和可重復(fù)讀的呢？

其實(shí)很簡(jiǎn)單，就是生成ReadView的時(shí)機(jī)不同

舉個(gè)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(shù)據(jù)前都生成一個(gè)ReadView

在這里插入圖片描述

下面是3個(gè)事務(wù)執(zhí)行的過程，一行代表一個(gè)時(shí)間點(diǎn)

在這里插入圖片描述

先分析一下5這個(gè)時(shí)間點(diǎn)select的執(zhí)行過程

系統(tǒng)中有兩個(gè)事務(wù)id分別為100，200的事務(wù)正在執(zhí)行
執(zhí)行select語句時(shí)生成一個(gè)ReadView，mids=[100,200]，min_trx_id=100，max_trx_id=201，creator_trx_id=0（select這個(gè)事務(wù)沒有執(zhí)行更改操作，事務(wù)id默認(rèn)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(jù)roll_pointer跳到下一個(gè)版本
下一個(gè)版本的name列王昭君，該版本的trx_id值為100，也在mids列表內(nèi)，因此也不符合要求，繼續(xù)跳到下一個(gè)版本
下一個(gè)版本的name列為貂蟬，該版本的trx_id值為10，小于min_trx_id，因此最后返回的name值為貂蟬

在這里插入圖片描述

再分析一下8這個(gè)時(shí)間點(diǎn)select的執(zhí)行過程

系統(tǒng)中有一個(gè)事務(wù)id為200的事務(wù)正在執(zhí)行（事務(wù)id為100的事務(wù)已經(jīng)提交）
執(zhí)行select語句時(shí)生成一個(gè)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(huán)，該版本trx_id值為200，在mids列表中，不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個(gè)版本
下一個(gè)版本的name列為西施，該版本的trx_id值為100，小于min_trx_id，因此最后返回的name值為西施

當(dāng)事務(wù)id為200的事務(wù)提交時(shí)，查詢得到的name列為楊玉環(huán)。