隔离性与隔离级别

事物的隔离级别有四种，分别是：读未提交、读提交、可重复读、串行化，从前往后隔离级别越来越高，但是执行效率越来越低（涉及锁等情况）。

• 读未提交，即事务未提交，其他事务可以查看我这个事务修改后的值。读未提交存在脏读、不可重复读、幻读问题。
• 读提交，即事务未提交，其他事务不可以查看我当前事务修改后的值，读提交解决了读未提交中脏读问题。
• 可重复读，即事务执行过程中，就算别的事务修改了某项数据，本事务读取该数据应该是不变的，可重复读解决了读提交中不可重复读的问题。
• 串行化，即在事务执行全程加锁解决，串行化则解决了幻读的问题。

在MySQL中InnoDB默认隔离级别是可重复读。

MVCC

InnoDB的串行化是通过加锁实现的，而读提交和可重复读是通过MVCC（多版本并发控制）实现的。

当事务开始（可重复读）或者语句执行（读提交）时，会创建一个Read View（视图），视图的内容如下：

• createor_trx_id：当前事务ID，也是创建该Read Virw的事务id（按申请顺序严格递增）。
• m_ids：事务活跃且未提交的事务id的集合。
• min_trx_id：事务活跃且未提交的事务中最小事务id。
• max_trx_id：已经创建过的事务最大id的下一个id。

我们把事务状态划分为几类：

在这里，我们可以通过createor_trx_id获取当前事务ID，低水位即min_trx_id，高水位即max_trx_id。

Read View 通过记录高水位、低水位还有活跃未提交的事务集合，储存了不同事务的执行状态。

另外,我们还需要了解InnoDB表中的隐藏列：

trx_id：记录事务的id

roll_pointer：指向undo日志的指针，通过undo日志回滚计算出上一个id事务的行数据。

下面简单说明MVCC实现：

1.可重复读

按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。

可重复读隔离级别下，当事务开始时，会创建一个Read View（视图），视图的内容在上面有提到。

当执行select语句时，事务就回根据Read View里的内容，通过undo日志一直向前查找，直到找到第一个当前事务id之前的且已提交的事务。通过这种方式，在事务启动前的更新对于本事务是可见的，事务启动后的更新对于本事务是不可见的。也就实现了可重复读。

这是怎么实现的呢？InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。

我们把事务状态划分为几类：

在这里，我们可以通过createor_trx_id获取当前事务ID，低水位即min_trx_id，高水位即max_trx_id。

这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。而数据版本的可见性规则，就是基于每一个版本行的 trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的 row trx_id，有以下几种可能：

• 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；

• 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；

• 如果落在黄色部分，那就包括两种情况

  1. 若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
  2. 若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读（后面会说明）。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。

2.读提交

读提交和可重复读类似，但是区别是创建Read View的时刻不同：

• 可重复读是在事务启动的时候创建Read View
• 读提交是每条select语句执行的时候，为每条select语句创建对应的Read View

判断版本可见还是不可见的规则，和可重复读一致。

这也意味着，事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。

当前读

如果初始k = 1，有三个事务A、B、C，他们的事务执行过程是这样的：

按照可重复读规则，对于事务B，当前select读到的内容是k = 1。但是我们看到，在事务B之前，事务C就对k进行了更新操作。如果事务B对更新是读到的k为1，必然会导致数据的不一致。

所以，这里就用到了这样一条规则：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，也就是C修改后的值（最后一次修改后的值），称为“当前读”（current read）。

除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。比如，如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下，加上 lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的 k 的值是 3。

两阶段锁协议

还是上面的例子，如果事务C在事务B执行完更新语句后提交，那怎么办呢？

那么两阶段锁协议就排上用场了，两阶段锁协议是指在对行操作时会对该行进行加锁，当事务提交时才对该行进行解锁。

所以，如果遇到这种情况，事务B的更新语句会因为拿不到锁而被阻塞。这样就能保证事务b读到的是在该语句之前更新的最新的数据，也就能保证数据的一致了。

由于两阶段锁协议的特点，我们要尽量避免长事务。如果不可避免使用长事务，那就要将锁的影响降到最小，也就是尽量把产生互斥锁的语句放到靠后执行。

参考资料

1. 小林Coding：消失的100万，炸了

2. 极客时间 —— MySQL45讲 ：事务隔离：为什么你改了我还看不见？

3. 极客时间 —— MySQL45讲 ：事务到底是隔离的还是不隔离的？