MySQL事务的隔离性是如何实现的

并发场景

最近做了一些分布式事务的项目，对事务的隔离性有了更深的认识，后续写文章聊分布式事务。今天就复盘一下单机事务的隔离性是如何实现的？

隔离的本质就是控制并发，如果sql语句就是串行执行的。那么数据库的四大特性中就不会有隔离性这个概念了，也就不会有脏读，不可重复读，幻读等各种问题了

对数据库的各种并发操作，只有如下四种，写写，读读，读写和写读

写-写

事务a更新一条记录的时候，事务b能同时更新同一条记录吗？

答案肯定是不能的，不然就会造成脏写问题，那如何避免脏写呢？答案就是加锁

读-读

mysql读操作默认情况下不会加锁，所以可以并行的读

读-写和写-读

基于各种场景对并发操作容忍程度不同，mysql就搞了个隔离性的概念。你自己根据业务场景选择隔离级别。

√ 为会发生，×为不会发生

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
read uncommitted（未提交读）	√	√	√
read committed（提交读）	×	√	√
repeatable read（可重复读）	×	×	√
serializable （可串行化）	×	×	×

所以你看，mysql是通过锁和隔离级别对mysql进行并发控制的

mysql中的锁

行级锁

innodb存储引擎中有如下两种类型的行级锁

共享锁（shared lock，简称s锁），在事务需要读取一条记录时，需要先获取改记录的s锁
排他锁（exclusive lock，简称x锁），在事务要改动一条记录时，需要先获取该记录的x锁

如果事务t1获取了一条记录的s锁之后，事务t2也要访问这条记录。如果事务t2想再获取这个记录的s锁，可以成功，这种情况称为锁兼容，如果事务t2想再获取这个记录的x锁，那么此操作会被阻塞，直到事务t1提交之后将s锁释放掉

如果事务t1获取了一条记录的x锁之后，那么不管事务t2接着想获取该记录的s锁还是x锁都会被阻塞，直到事务1提交，这种情况称为锁不兼容。

多个事务可以同时读取记录，即共享锁之间不互斥，但共享锁会阻塞排他锁。排他锁之间互斥

s锁和x锁之间的兼容关系如下

兼容性	x锁	s锁
x锁	互斥	互斥
s锁	互斥	兼容

update，delete，insert 都会自动给涉及到的数据加上排他锁，select 语句默认不会加任何锁

那什么情况下会对读操作加锁呢？

select … lock in share mode，对读取的记录加s锁
select … for update ，对读取的记录加x锁
在事务中读取记录，对读取的记录加s锁
事务隔离级别在 serializable 下，对读取的记录加s锁

innodb中有如下三种锁

record lock：对单个记录加锁
gap lock：间隙锁，锁住记录前面的间隙，不允许插入记录
next-key lock：同时锁住数据和数据前面的间隙，即数据和数据前面的间隙都不允许插入记录

写个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, '貂蝉', 25),
(10, '杨玉环', 26),
(12, '陈圆圆', 20);

record lock

对单个记录加锁

如把id值为8的数据加一个record lock，示意图如下

record lock也是有s锁和x锁之分的，兼容性和之前描述的一样。

sql执行加什么样的锁受很多条件的制约，比如事务的隔离级别，执行时使用的索引（如，聚集索引，非聚集索引等），因此就不详细分析了，举几个简单的例子。

-- read uncommitted/read committed/repeatable read 利用主键进行等值查询
-- 对id=8的记录加s型record lock
select * from girl where id = 8 lock in share mode;

-- read uncommitted/read committed/repeatable read 利用主键进行等值查询
-- 对id=8的记录加x型record lock
select * from girl where id = 8 for update;

gap lock

锁住记录前面的间隙，不允许插入记录

mysql在可重复读隔离级别下可以通过mvcc和加锁来解决幻读问题

当前读：加锁
快照读：mvcc

但是该如何加锁呢？因为第一次执行读取操作的时候，这些幻影记录并不存在，我们没有办法加record lock，此时可以通过加gap lock解决，即对间隙加锁。

如一个事务对id=8的记录加间隙锁，则意味着不允许别的事务在id=8的记录前面的间隙插入新记录，即id值在(5, 8)这个区间内的记录是不允许立即插入的。直到加间隙锁的事务提交后，id值在(5, 8)这个区间中的记录才可以被提交

我们来看如下一个sql的加锁过程

-- repeatable read 利用主键进行等值查询
-- 但是主键值并不存在
-- 对id=8的聚集索引记录加gap lock
select * from girl where id = 7 lock in share mode;

由于id=7的记录不存在，为了禁止幻读现象（避免在同一事务下执行相同的语句得到的结果集中有id=7的记录），所以在当前事务提交前我们要预防别的事务插入id=7的记录，此时在id=8的记录上加一个gap lock即可，即不允许别的事务插入id值在(5, 8)这个区间的新记录

给大家提一个问题，gap lock只能锁定记录前面的间隙，那么最后一条记录后面的间隙该怎么锁定？

其实mysql数据是存在页中的，每个页有2个伪记录

infimum记录，表示该页面中最小的记录
upremum记录，表示该页面中最大的记录

为了防止其它事务插入id值在(12, +∞)这个区间的记录，我们可以给id=12记录所在页面的supremum记录加上一个gap锁，此时就可以阻止其他事务插入id值在(12, +∞)这个区间的新记录

next-key lock

同时锁住数据和数据前面的间隙，即数据和数据前面的间隙都不允许插入记录
所以你可以这样理解next-key lock=record lock+gap lock

-- repeatable read 利用主键进行范围查询-- 对id=8的聚集索引记录加s型record lock-- 对id>8的所有聚集索引记录加s型next-key lock（包括supremum伪记录）select * from girl where id >= 8 lock in share mode;

因为要解决幻读的问题，所以需要禁别的事务插入id>=8的记录，所以

对id=8的聚集索引记录加s型record lock
对id>8的所有聚集索引记录加s型next-key lock（包括supremum伪记录）

表级锁

表锁也有s锁和x锁之分

在对某个表执行select，insert，update，delete语句时，innodb存储引擎是不会为这个表添加表级别的s锁或者x锁。

在对表执行一些诸如alter table，drop table这类的ddl语句时，会对这个表加x锁，因此其他事务对这个表执行诸如select insert update delete的语句会发生阻塞

在系统变量autocommit=0，innodb_table_locks = 1时，手动获取innodb存储引擎提供的表t的s锁或者x锁，可以这么写

对表t加表级别的s锁

lock tables t read

对表t加表级别的x锁

lock tables t write

如果一个事务给表加了s锁，那么

别的事务可以继续获得该表的s锁
别的事务可以继续获得表中某些记录的s锁
别的事务不可以继续获得该表的x锁
别的事务不可以继续获得表中某些记录的x锁

如果一个事务给表加了x锁，那么

别的事务不可以继续获得该表的s锁
别的事务不可以继续获得表中某些记录的s锁
别的事务不可以继续获得该表的x锁
别的事务不可以继续获得表中某些记录的x锁

所以修改线上的表时一定要小心，因为会使大量事务阻塞，目前有很多成熟的修改线上表的方法，不再赘述

隔离级别

读未提交：每次读取最新的记录，没有做特殊处理
串行化：事务串行执行，不会产生并发

所以我们重点关注读已提交和可重复读的隔离实现！

这两种隔离级别是通过mvcc（多版本并发控制）来实现的，本质就是mysql通过undolog存储了多个版本的历史数据，根据规则读取某一历史版本的数据，这样就可以在无锁的情况下实现读写并行，提高数据库性能

那么undolog是如何存储修改前的记录？

对于使用innodb存储引擎的表来说，聚集索引记录中都包含下面2个必要的隐藏列

trx_id：一个事务每次对某条聚集索引记录进行改动时，都会把该事务的事务id赋值给trx_id隐藏列

roll_pointer：每次对某条聚集索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入undo日志中。这个隐藏列就相当于一个指针，通过他找到该记录修改前的信息

如果一个记录的name从貂蝉被依次改为王昭君，西施，会有如下的记录，多个记录构成了一个版本链

为了判断版本链中哪个版本对当前事务是可见的，mysql设计出了readview的概念。4个重要的内容如下

m_ids：在生成readview时，当前系统中活跃的事务id列表
min_trx_id：在生成readview时，当前系统中活跃的最小的事务id，也就是m_ids中的最小值
max_trx_id：在生成readview时，系统应该分配给下一个事务的事务id值
creator_trx_id：生成该readview的事务的事务id

当对表中的记录进行改动时，执行insert，delete，update这些语句时，才会为事务分配唯一的事务id，否则一个事务的事务id值默认为0。

max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比如现在有事务id为1，2，3这三个事务，之后事务id为3的事务提交了，当有一个新的事务生成readview时，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

执行过程如下：

如果被访问版本的trx_id=creator_id，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问
如果被访问版本的trx_id<min_trx_id，表明生成该版本的事务在当前事务生成readview前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问
被访问版本的trx_id>=max_trx_id，表明生成该版本的事务在当前事务生成readview后才开启，该版本不可以被当前事务访问
被访问版本的trx_id是否在m_ids列表中
4.1 是，创建readview时，该版本还是活跃的，该版本不可以被访问。顺着版本链找下一个版本的数据，继续执行上面的步骤判断可见性，如果最后一个版本还不可见，意味着记录对当前事务完全不可见
4.2 否，创建readview时，生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问

好了，我们知道了版本可见性的获取规则，那么是怎么实现读已提交和可重复读的呢？

其实很简单，就是生成readview的时机不同

举个例子，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（读已提交），每次读取数据前都生成一个readview

下面是3个事务执行的过程，一行代表一个时间点

先分析一下5这个时间点select的执行过程

系统中有两个事务id分别为100，200的事务正在执行
执行select语句时生成一个readview，mids=[100,200]，min_trx_id=100，max_trx_id=201，creator_trx_id=0（select这个事务没有执行更改操作，事务id默认为0）
最新版本的name列为西施，该版本trx_id值为100，在mids列表中，不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
下一个版本的name列王昭君，该版本的trx_id值为100，也在mids列表内，因此也不符合要求，继续跳到下一个版本
下一个版本的name列为貂蝉，该版本的trx_id值为10，小于min_trx_id，因此最后返回的name值为貂蝉

再分析一下8这个时间点select的执行过程

系统中有一个事务id为200的事务正在执行（事务id为100的事务已经提交）
执行select语句时生成一个readview，mids=[200]，min_trx_id=200，max_trx_id=201，creator_trx_id=0
最新版本的name列为杨玉环，该版本trx_id值为200，在mids列表中，不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
下一个版本的name列为西施，该版本的trx_id值为100，小于min_trx_id，因此最后返回的name值为西施

当事务id为200的事务提交时，查询得到的name列为杨玉环。

repeatable read

repeatable read（可重复读），在第一次读取数据时生成一个readview

可重复读因为只在第一次读取数据的时候生成readview，所以每次读到的是相同的版本，即name值一直为貂蝉，具体的过程上面已经演示了两遍了，我这里就不重复演示了，相信你一定会自己分析了。

参考博客

[1]https://souche.yuque.com/bggh1p/8961260/gyzlaf
[2]https://zhuanlan.zhihu.com/p/35477890

到此这篇关于mysql事务的隔离性是如何实现的的文章就介绍到这了,更多相关mysql事务的隔离性内容请搜索www.887551.com以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持www.887551.com！