淺析MySQL中的事務隔離級別，聊聊其實現原理

說到資料庫事務，大家腦子裡一定很容易蹦出一堆事務的相關知識，如事務的ACID特性，隔離級別，解決的問題（髒讀，不可重複讀，幻讀）等等，但是可能很少有人真正的清楚事務的這些特性又是怎麼實現的，為什麼要有四個隔離級別。

今天我們就先來聊聊MySQL中事務的隔離性的實現原理，後續還會繼續出文章分析其他特性的實現原理。

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的事務實現邏輯是位於引擎層的，並且不是所有的引擎都支援事務的，下面的說明都是以InnoDB引擎為基準。

定義

隔離性（isolation）指的是不同事務先後提交併執行後，最終呈現出來的效果是序列的，也就是說，對於事務來說，它在執行過程中，感知到的資料變化應該只有自己操作引起的，不存在其他事務引發的資料變化。

隔離性解決的是並行事務出現的問題。

標準SQL隔離級別

隔離性最簡單的實現方式就是各個事務都序列執行了，如果前面的事務還沒有執行完畢，後面的事務就都等待。但是這樣的實現方式很明顯並行效率不高，並不適合在實際環境中使用。

為了解決上述問題，實現不同程度的並行控制，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）、可重複讀（repeatable read）、序列化讀（serializable）。其中最高階隔離級別就是序列化讀，而在其他隔離級別中，由於事務是並行執行的，所以或多或少允許出現一些問題。見以下的矩陣表：

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

實現原理

標準SQL事務隔離級別實現原理

我們上面遇到的問題其實就是並行事務下的控制問題，解決並行事務的最常見方式就是悲觀並行控制了（也就是資料庫中的鎖）。標準SQL事務隔離級別的實現是依賴鎖的，我們來看下具體是怎麼實現的：

可以看到，在只使用鎖來實現隔離級別的控制的時候，需要頻繁的加鎖解鎖，而且很容易發生讀寫的衝突（例如在RC級別下，事務A更新了資料行1，事務B則在事務A提交前讀取資料行1都要等待事務A提交併釋放鎖）。

為了不加鎖解決讀寫衝突的問題，MySQL引入了MVCC機制，詳細可見我以前的分析文章：一文讀懂資料庫中的樂觀鎖和悲觀鎖和MVCC。

InnoDB事務隔離級別實現原理

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：在一個事務中，主動給讀加鎖，如SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 和 SELECT ... FOR UPDATE。分別加上了行共用鎖和行排他鎖。鎖的分類可見我以前的分析文章：你應該瞭解的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向事務的查詢提供某個時間點的資料庫快照。查詢會看到在該時間點之前提交的事務所做的更改，而不會看到稍後或未提交的事務所做的更改（本事務除外）。也就是說在開始了事務之後，事務看到的資料就都是事務開啟那一刻的資料了，其他事務的後續修改不會在本次事務中可見。

Consistent read是InnoDB在RC和RR隔離級別處理SELECT語句的預設模式。一致性非鎖定讀不會對其存取的表設定任何鎖，因此，在對錶執行一致性非鎖定讀的同時，其它事務可以同時並行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，為什麼叫當前讀？就是它讀取的是記錄的最新版本，讀取時還要保證其他並行事務不能修改當前記錄，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資料行，而不是符合當前事務版本的資料行，而序列化讀則會對錶加鎖。

3、隱式鎖定和顯式鎖定

隱式鎖定

InnoDB在事務執行過程中，使用兩階段鎖協定（不主動進行顯示鎖定的情況）：

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

顯式鎖定

• InnoDB也支援通過特定的語句進行顯示鎖定（儲存引擎層）

  select ... lock in share mode //共用鎖
  select ... for update //排他鎖

• MySQL Server層的顯示鎖定：

  lock table
  unlock table

瞭解完上面的概念後，我們來看下InnoDB的事務具體是怎麼實現的（下面的讀都指的是非主動加鎖的select）

可以看到，InnoDB通過MVCC很好的解決了讀寫衝突的問題，而且提前一個級別就解決了標準級別下會出現的幻讀問題，大大提升了資料庫的並行能力。

一些常見誤區

幻讀到底包不包括了delete的情況?

不可重複讀：前後多次讀取一行，資料內容不一致，針對其他事務的update和delete操作。為了解決這個問題，使用行共用鎖，鎖定到事務結束（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了幻讀，針對的是其他事務的insert操作，為了解決這個問題，鎖定整個表到事務結束（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應該屬於提交讀的問題，那到底真相如何呢？我們實際來看下MySQL的官方檔案（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，幻讀針對的是結果集前後發生變化，所以看起來delete的情況應該歸為幻讀，但是我們實際分析下上面列出的標準SQL在RR級別的實現原理就知道，標準SQL的RR級別是會對查到的資料行加行共用鎖，所以這時候其他事務想刪除這些資料行其實是做不到的，所以在RR下，不會出現因delete而出現幻讀現象，也就是幻讀不包含delete的情況。

MVCC能解決了幻讀問題?

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

begin;

#假設users表為空，下面查出來的資料為空

select * from users; #沒有加鎖

#此時另一個事務提交了，且插入了一條id=1的資料

select * from users; #讀快照，查出來的資料為空

update users set name='mysql' where id=1;#update是當前讀，所以更新成功，並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可以查到當前事務生成的快照

commit;

可以看到前後查出來的資料行不一致，發生了幻讀。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users表為空，下面查出來的資料為空

select * from users lock in share mode; #加上共用鎖

#此時另一個事務B想提交且插入了一條id=1的資料，由於有間隙鎖，所以要等待

select * from users; #讀快照，查出來的資料為空

update users set name='mysql' where id=1;#update是當前讀，由於不存在資料，不進行更新

select * from users; #讀快照，查出來的資料為空

commit;

#事務B提交成功並插入資料

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。

原文地址：https://segmentfault.com/a/1190000025156465

作者: X先生

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