前言

說到數(shù)據(jù)庫事務(wù)，大家腦子里一定很容易蹦出一堆事務(wù)的相關(guān)知識，如事務(wù)的ACID特性，隔離級別，解決的問題（臟讀，不可重復讀，幻讀）等等，但是可能很少有人真正的清楚事務(wù)的這些特性又是怎么實現(xiàn)的，為什么要有四個隔離級別。

今天我們就先來聊聊MySQL中事務(wù)的隔離性的實現(xiàn)原理，后續(xù)還會繼續(xù)出文章分析其他特性的實現(xiàn)原理。

當然MySQL博大精深，文章疏漏之處在所難免，歡迎批評指正。

說明

MySQL的事務(wù)實現(xiàn)邏輯是位于引擎層的，并且不是所有的引擎都支持事務(wù)的，下面的說明都是以InnoDB引擎為基準。

定義

隔離性（isolation）指的是不同事務(wù)先后提交并執(zhí)行后，最終呈現(xiàn)出來的效果是串行的，也就是說，對于事務(wù)來說，它在執(zhí)行過程中，感知到的數(shù)據(jù)變化應(yīng)該只有自己操作引起的，不存在其他事務(wù)引發(fā)的數(shù)據(jù)變化。

隔離性解決的是并發(fā)事務(wù)出現(xiàn)的問題。

標準SQL隔離級別

隔離性最簡單的實現(xiàn)方式就是各個事務(wù)都串行執(zhí)行了，如果前面的事務(wù)還沒有執(zhí)行完畢，后面的事務(wù)就都等待。但是這樣的實現(xiàn)方式很明顯并發(fā)效率不高，并不適合在實際環(huán)境中使用。

為了解決上述問題，實現(xiàn)不同程度的并發(fā)控制，SQL的標準制定者提出了不同的隔離級別：未提交讀（read uncommitted）、提交讀（read committed）、可重復讀（repeatable read）、序列化讀（serializable）。其中最高級隔離級別就是序列化讀，而在其他隔離級別中，由于事務(wù)是并發(fā)執(zhí)行的，所以或多或少允許出現(xiàn)一些問題。見以下的矩陣表：

隔離級別（+:允許出現(xiàn)，-:不允許出現(xiàn)） 臟讀 不可重復讀 幻讀 未提交讀 + + + 提交讀 - + + 可重復讀 - - + 序列化讀 - - -

注意，MySQL的InnoDB引擎在提交讀級別通過MVCC解決了不可重復讀的問題，在可重復讀級別通過間隙鎖解決了幻讀問題，具體見下面的分析。

實現(xiàn)原理標準SQL事務(wù)隔離級別實現(xiàn)原理

我們上面遇到的問題其實就是并發(fā)事務(wù)下的控制問題，解決并發(fā)事務(wù)的最常見方式就是悲觀并發(fā)控制了（也就是數(shù)據(jù)庫中的鎖）。標準SQL事務(wù)隔離級別的實現(xiàn)是依賴鎖的，我們來看下具體是怎么實現(xiàn)的：

事務(wù)隔離級別 實現(xiàn)方式 未提交讀（RU） 事務(wù)對當前被讀取的數(shù)據(jù)不加鎖； 事務(wù)在更新某數(shù)據(jù)的瞬間（就是發(fā)生更新的瞬間），必須先對其加行級共享鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。 提交讀（RC） 事務(wù)對當前被讀取的數(shù)據(jù)加行級共享鎖（當讀到時才加鎖），一旦讀完該行，立即釋放該行級共享鎖； 事務(wù)在更新某數(shù)據(jù)的瞬間（就是發(fā)生更新的瞬間），必須先對其加行級排他鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。 可重復讀（RR） 事務(wù)在讀取某數(shù)據(jù)的瞬間（就是開始讀取的瞬間），必須先對其加行級共享鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放； 事務(wù)在更新某數(shù)據(jù)的瞬間（就是發(fā)生更新的瞬間），必須先對其加行級排他鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。 序列化讀（S）事務(wù)在讀取數(shù)據(jù)時，必須先對其加表級共享鎖 ，直到事務(wù)結(jié)束才釋放； 事務(wù)在更新數(shù)據(jù)時，必須先對其加表級排他鎖 ，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。

可以看到，在只使用鎖來實現(xiàn)隔離級別的控制的時候，需要頻繁的加鎖解鎖，而且很容易發(fā)生讀寫的沖突（例如在RC級別下，事務(wù)A更新了數(shù)據(jù)行1，事務(wù)B則在事務(wù)A提交前讀取數(shù)據(jù)行1都要等待事務(wù)A提交并釋放鎖）。

為了不加鎖解決讀寫沖突的問題，MySQL引入了MVCC機制，詳細可見我以前的分析文章：一文讀懂數(shù)據(jù)庫中的樂觀鎖和悲觀鎖和MVCC。

InnoDB事務(wù)隔離級別實現(xiàn)原理

在往下分析之前，我們有幾個概念需要先了解下：

1、鎖定讀和一致性非鎖定讀

鎖定讀：在一個事務(wù)中，主動給讀加鎖，如SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 和 SELECT ... FOR UPDATE。分別加上了行共享鎖和行排他鎖。鎖的分類可見我以前的分析文章：你應(yīng)該了解的MySQL鎖分類)。

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

一致性非鎖定讀：InnoDB使用MVCC向事務(wù)的查詢提供某個時間點的數(shù)據(jù)庫快照。查詢會看到在該時間點之前提交的事務(wù)所做的更改，而不會看到稍后或未提交的事務(wù)所做的更改（本事務(wù)除外）。也就是說在開始了事務(wù)之后，事務(wù)看到的數(shù)據(jù)就都是事務(wù)開啟那一刻的數(shù)據(jù)了，其他事務(wù)的后續(xù)修改不會在本次事務(wù)中可見。

Consistent read是InnoDB在RC和RR隔離級別處理SELECT語句的默認模式。一致性非鎖定讀不會對其訪問的表設(shè)置任何鎖，因此，在對表執(zhí)行一致性非鎖定讀的同時，其它事務(wù)可以同時并發(fā)的讀取或者修改它們。

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

2、當前讀和快照讀

當前讀

讀取的是最新版本，像UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE這些操作都是一種當前讀，為什么叫當前讀？就是它讀取的是記錄的最新版本，讀取時還要保證其他并發(fā)事務(wù)不能修改當前記錄，會對讀取的記錄進行加鎖。

快照讀

讀取的是快照版本，也就是歷史版本，像不加鎖的SELECT操作就是快照讀，即不加鎖的非阻塞讀；快照讀的前提是隔離級別不是未提交讀和序列化讀級別，因為未提交讀總是讀取最新的數(shù)據(jù)行，而不是符合當前事務(wù)版本的數(shù)據(jù)行，而序列化讀則會對表加鎖。

3、隱式鎖定和顯式鎖定

隱式鎖定

InnoDB在事務(wù)執(zhí)行過程中，使用兩階段鎖協(xié)議（不主動進行顯示鎖定的情況）：

隨時都可以執(zhí)行鎖定，InnoDB會根據(jù)隔離級別在需要的時候自動加鎖； 鎖只有在執(zhí)行commit或者rollback的時候才會釋放，并且所有的鎖都是在同一時刻被釋放。

顯式鎖定

InnoDB也支持通過特定的語句進行顯示鎖定（存儲引擎層）

select ... lock in share mode //共享鎖select ... for update //排他鎖 MySQL Server層的顯示鎖定：

lock tableunlock table

了解完上面的概念后，我們來看下InnoDB的事務(wù)具體是怎么實現(xiàn)的（下面的讀都指的是非主動加鎖的select）

事務(wù)隔離級別 實現(xiàn)方式 未提交讀（RU） 事務(wù)對當前被讀取的數(shù)據(jù)不加鎖，都是當前讀； 事務(wù)在更新某數(shù)據(jù)的瞬間（就是發(fā)生更新的瞬間），必須先對其加行級共享鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。 提交讀（RC） 事務(wù)對當前被讀取的數(shù)據(jù)不加鎖，且是快照讀； 事務(wù)在更新某數(shù)據(jù)的瞬間（就是發(fā)生更新的瞬間），必須先對其加行級排他鎖（Record），直到事務(wù)結(jié)束才釋放。 通過快照，在這個級別MySQL就解決了不可重復讀的問題 可重復讀（RR） 事務(wù)對當前被讀取的數(shù)據(jù)不加鎖，且是快照讀； 事務(wù)在更新某數(shù)據(jù)的瞬間（就是發(fā)生更新的瞬間），必須先對其加行級排他鎖（Record，GAP，Next-Key），直到事務(wù)結(jié)束才釋放。 通過間隙鎖，在這個級別MySQL就解決了幻讀的問題 序列化讀（S）事務(wù)在讀取數(shù)據(jù)時，必須先對其加表級共享鎖 ，直到事務(wù)結(jié)束才釋放，都是當前讀； 事務(wù)在更新數(shù)據(jù)時，必須先對其加表級排他鎖 ，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。

可以看到，InnoDB通過MVCC很好的解決了讀寫沖突的問題，而且提前一個級別就解決了標準級別下會出現(xiàn)的幻讀和不可重復讀問題，大大提升了數(shù)據(jù)庫的并發(fā)能力。

一些常見誤區(qū)幻讀到底包不包括了delete的情況?

不可重復讀：前后多次讀取一行，數(shù)據(jù)內(nèi)容不一致，針對其他事務(wù)的update和delete操作。為了解決這個問題，使用行共享鎖，鎖定到事務(wù)結(jié)束（也就是RR級別，當然MySQL使用MVCC在RC級別就解決了這個問題）

幻讀：當同一個查詢在不同時間生成不同的行集合時就是出現(xiàn)了幻讀，針對的是其他事務(wù)的insert操作，為了解決這個問題，鎖定整個表到事務(wù)結(jié)束（也就是S級別，當然MySQL使用間隙鎖在RR級別就解決了這個問題）

網(wǎng)上很多文章提到幻讀和提交讀的時候，有的說幻讀包括了delete的情況，有的說delete應(yīng)該屬于提交讀的問題，那到底真相如何呢？我們實際來看下MySQL的官方文檔（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，幻讀針對的是結(jié)果集前后發(fā)生變化，所以看起來delete的情況應(yīng)該歸為幻讀，但是我們實際分析下上面列出的標準SQL在RR級別的實現(xiàn)原理就知道，標準SQL的RR級別是會對查到的數(shù)據(jù)行加行共享鎖，所以這時候其他事務(wù)想刪除這些數(shù)據(jù)行其實是做不到的，所以在RR下，不會出現(xiàn)因delete而出現(xiàn)幻讀現(xiàn)象，也就是幻讀不包含delete的情況。

MVCC能解決了幻讀問題?

網(wǎng)上很多文章會說MVCC或者MVCC+間隙鎖解決了幻讀問題，實際上MVCC并不能解決幻讀問題。如以下的例子：

begin;#假設(shè)users表為空，下面查出來的數(shù)據(jù)為空select * from users; #沒有加鎖#此時另一個事務(wù)提交了，且插入了一條id=1的數(shù)據(jù)select * from users; #讀快照，查出來的數(shù)據(jù)為空update users set name=’mysql’ where id=1;#update是當前讀，所以更新成功，并生成一個更新的快照select * from users; #讀快照，查出來id為1的一條記錄，因為MVCC可以查到當前事務(wù)生成的快照commit;

可以看到前后查出來的數(shù)據(jù)行不一致，發(fā)生了幻讀。所以說只有MVCC是不能解決幻讀問題的，解決幻讀問題靠的是間隙鎖。如下：

begin;#假設(shè)users表為空，下面查出來的數(shù)據(jù)為空select * from users lock in share mode; #加上共享鎖#此時另一個事務(wù)B想提交且插入了一條id=1的數(shù)據(jù)，由于有間隙鎖，所以要等待select * from users; #讀快照，查出來的數(shù)據(jù)為空update users set name=’mysql’ where id=1;#update是當前讀，由于不存在數(shù)據(jù)，不進行更新select * from users; #讀快照，查出來的數(shù)據(jù)為空commit;#事務(wù)B提交成功并插入數(shù)據(jù)

注意，RR級別下想解決幻讀問題，需要我們顯式加鎖，不然查詢的時候還是不會加鎖的

以上就是詳解MySQL中事務(wù)隔離級別的實現(xiàn)原理的詳細內(nèi)容，更多關(guān)于MySQL 事務(wù)隔離級別的資料請關(guān)注好吧啦網(wǎng)其它相關(guān)文章！