MySQL中的事务，锁和 MVCC 是怎么个事？

事务

我们平时在开发中是离不开 MySQL 的事务的，那什么是事务？事务就是逻辑上的一组操作，要么一荣俱荣，要么一损俱损，谁都别活。 事务的目的就是一个，保证数据的一致性。

事务我们常说有四个特性，ACID，那这些的含义是什么？

A（Atomicity）原子性： 事务是最小的执行单位，不允许分割，要么全部完成，要么完全失去作用。
C（Consistency）一致性： 执行事务前后，数据保持一致，我给你 100 ，那么我就减少 100 ，你增加 100，咱俩的钱的总量是不变的。
I（Isolation）隔离性： 每个事务之间的隔离的，互不影响。
D（Durability）持久性： 一个事务提交之后，对数据库的改变是持久的。

而原子性，隔离性，持久性都是手段，究极目的都是为了一致性。

因为存在并发的事务，提升了性能，也会出现一些问题。而这些问题也是通过很多手段进行解决，我们细细道来～

脏度

一个事务读取到了另一个事务还没有提交的数据，这就是脏读。举个栗子，比如，A 事务和B 事务同时进行，A 事务将数据 a 从10改成了 20，B 事务读取了 a 的值是 20，当 A 回滚了的话，B 事务还是用 20 进行的后续处理，这就是脏读，也是比较严重的问题。

丢失修改

还是举个栗子，AB 两个事务同时进行，A 事务读取 a 的值为 20，然后进行-1 得到 19，B 事务读取 a 的值也是 20 然后进行-1 也是 19，两个存储库之后发现结果为 19， 丢失了率先提交的事务的数据。

不可重复读

当一个事务对一个数据进行多次查询的时候，因为别的事务进行了修改并提交，那么可能会导致，这个事务中多次读取到的数据是不一致的，这就叫不可重复读。

幻行读

和不可重复读的场景类似，区别就是，读取几行数据的时候，比如范围查询，age<50 ，读到了 5 行数据，然后其他事务也插入了 age 小于 50 的数据，那么这个事务再次执行这个查询的时候会发现数据多了，这就是幻行读。

为了解决这些问题，MySQL 也弄出了很多的方案，首当其冲的就是隔离级别

SQL 的隔离级别

读未提交： 最低的隔离级别，可以读取未提交的数据，脏读，不可重复读，幻行读都可能会发生。
读已提交： 允许读取已经提交的数据，避免了脏度的出现，但是不可重复读和幻行读仍然可能出现。
可重复度： 对同一个字段的多次的读取结果是一致的，除非自己修改的，避免了脏读和不可重复读，但是仍然存在幻行读的情况。
可串行化： 最高的隔离级别，都特么别玩了，事务给我一个一个走，三种问题都避免了，效率直接拉低到谷底。

InnoDB 存储引擎默认的隔离级别是可重复度，也就是 RR ，为什么呢？这就和 MySQL 的机制有关系了，MySQL 我们很常见的特性就是集群部署，读写分离，主从复制，而主从复制是依赖于 binlog 的，我在之前的文章讲解 binlog 的时候说过，binlog 记录数据是是以逻辑SQL 的形式的，有三种模式，分别是 statement ，row ，和mixed ，具体的大家翻我前面的文章，statement 记录的是 SQL 的原文。好了举个栗子。在 RC 的隔离级别下

这样的执行过程之后因为事务 ** ** 是先提交的，那么 binlog 里面就先记录了 insert ，然后再记录 delete ，那么同步从库的时候就全给删了，这属于幻行读的一部分，所以 MySQL 默认隔离级别是 RR ，那么总不能允许幻行读的存在吧，所以就依赖两种机制来避免，就是锁+MVCC 机制。我们先说锁

锁

MySQL 同时支持表级锁和行级锁，表级锁就是锁整张表，加锁快，不会出现死锁，但是并发的场景下效率是非常低的。

共享锁和排他锁

落实到数据库层面都是加的这两种锁，其实也就是读锁和写锁。而且都是在 SQL 上有所体现的。

共享锁可以通过 select 。。。。 lock in share mode（Mysql5.7 或 8）/select 。。。for share 来显示指定。

排他锁可以通过select 。。。。for update 来显示指定。

意向锁

意向锁其实就是一种标志，我们上面说的锁都是对于表内数据的锁，而数据是有很多行了，如何判定表中的数据有没有锁呢？我们总不能遍历所有的数据然后找吧，所以就增加了意向锁，分为意向共享锁(IS)，和意向独占锁(IX)，也就是当我们想对数据增加锁的时候都会对表增加意向意向锁。

行级锁

行级锁不是单纯的锁一行，而是一个概念，是以行为单位的锁，在 MySQL 中，数据是以索引树的形式组织的，锁的相关都和索引相关，关于索引的问题，我会单独抽出一篇文章进行讲解。当delete 或 update 的时候的 where 条件没有命中索引或者索引不生效的情况下，会加表锁。

行级锁主要就是三种，记录锁（record lock ），间隙锁（gap lock ），和临键锁（next-key lock ），临键锁就是记录锁和间隙锁的组合，在 RR 的隔离级别下，默认的行级锁都是临键锁，但是啊，如果你操作的索引是唯一索引或者是主键，那么加的就是记录锁了。所以关键点还是锁一下这个临键锁，我会非常详细的推演整个锁的过程，看看是怎么敲定锁的范围的。

MySQL版本，8.0.34 ，表数据示例

1、主键等值查询，并且数据存在的情况下

sql 复制代码

begin;

select * from test where aid = 5 for update;

select * from performance_schema.data_locks 查看锁的状态

此时第一行加的是表锁，加的一个IX，就是意向独占锁，第二行是加的行级锁，类型是独占锁，锁的数据是主键为5的数据。

同理使用for share 就是加的IS 和S。X,REC_NOT_GAP: 行独占锁，锁定1行

所以当查询使用主键，并且数据存在的情况下，使用的是记录锁。

2、主键等值查询，但是数据不存在的情况

sql 复制代码

begin;

select * from test where aid = 7 for update;

select * from performance_schema.data_locks 查看锁的状态

此时第一行加的是表锁，加的一个IX ，就是意向独占锁，第二行是加的行级锁，类型是独占锁+间隙锁，数据是10，因为10是不等于查询的7 的

所以是开区间，然后得到的区间就是 (5,10) ，5没有显示是因为5是第一条数据了，其实也就是起点；

开启另一个事务执行：

insert into test values(4,4,4,4); 成功！

insert into test values(8,8,8,8);失败

X,GAP: 独占锁，开区间

所以当查询使用主键，但是数据不存在的情况下，使用间隙锁，锁定范围就是小于查询数据最近和大于查询数据最近的范围，左开右开区间。

3、使用主键范围查询两个值都能查到的情况

sql 复制代码

begin; 

select * from test where aid >=5 and aid <=10 for update; 

commit;

第一行5的数据是行独占锁，所以就是左边5 闭合区间；

第二行10 的数据是X，所以就是Next-key lock 闭区间，最后得到的结果就是 [5,10]

开启新事务

执行insert into test values(8,8,8,8);执行失败；

执行insert into test values(4,4,4,4);执行成功！

所以使用主键范围查询两个值都能查到的情况，左闭右闭。下面就不演示都能查到的情况了。

4、使用主键范围，左边能查到，右边查不到的情况

sql 复制代码

begin; 

select * from test where aid >5 and aid <7 for update; 

commit;

没有5的行独占，所以区间是**(5,10)**

开启新事务

执行insert into test values(4,4,4,4);成功！

执行insert into test values(8,8,8,8);失败！

执行update test set a = 11 where aid =10;成功！

所以使用主键范围左边能查到右边查不到的情况，会往下找到最近的数据，然后开区间。

5、使用主键范围，左右都不能查到

sql 复制代码

begin; 

select * from test where aid>6 and aid<13 for update; 

commit;

区间就是 (5,15)

开启新事务：

insert into test values(4,4,4,4); 成功!

insert into test values(8,8,8,8);失败！

update test set a = 11 where aid =15;成功！

update test set a = 11 where aid =10;失败

所以使用主键范围，左右都查不到的情况下，那么就左边最近的数据作为左开区间，右边最近的数据作为右开区间。

主键和其他索引生效的效果差不多，差的就是锁的数据量的问题，毕竟索引是按照排序规则构建的，所以范围就是有序的一种查找。从上面我们就知道右边当右边的值能查到的时候。那个值就是边界，这个其实是修复过的bug ，之所以称之为Next-key lock 就是因为要锁住下一个key，早以前的一些版本中，它会从这个值之后往下找第一个不等于它的作为边界，还是看这个例子

sql 复制代码

begin;

select * from test where aid >=5 and aid <=10 for update;

commit;

所以上面的结果的区间就变成**[5,15]** ，把20给锁了，这个是我们不希望看到了。同时对于加锁规则，比如

sql 复制代码

begin; 

select * from test where aid>6 and aid<13 for update;

commit;

这个例子在8.0.17 版本下会锁住右边15的数据，还是闭合区间，在8.0.18版本修复了。

我用的是8.0.34 ，这些问题都没有出现，应该是在8.0.25版本之后就没有这两种问题了，现在所看到的结果更像是我们期待的结果。

同理如果左边不能查到，右边能查到，那么就左边最近的数据作为左开区间，右边数据就是右边界，开闭取决于等于不等于。

小总结： 所以加锁能一定程度上解决读数据的一些问题，但是加锁就代表着有额外的开销，那么就会影响性能，在 RC 的隔离级别下，是不会使用间隙锁和临键锁的，所以就会产生不可重复读和幻行读的情况，但是我们很多业务情况下都是可以不去考虑这些问题的，比如你要更新年龄小于 15 的数据，那么即便是幻读了，但是也是年龄小于 15 的数据，对结果也是没有影响的，相反的情况下，如果额外增加锁去控制，反倒会增加开销，甚至是增加死锁的概率。所以很多大厂在即便是默认隔离级别是 RR 的情况下，也会选择 RC 的原因，遇到这种极端情况，可以用其他的手段去解决。关于死锁的问题，放到讲解索引的地方说。

当前读与快照读

快照读就是读取快照生成的那一刻的数据，比如我们不加锁的select 语句都是快照读，当前读就是加锁的 select，或者增删改的语句。其实快照读是很关键的，在 RC 的级别下，每次读取都会生成一个快照，总是读取行的最新版本，这也就是不可重复读的产生原因。而在RR 的级别下，快照在事务中第一次 select 的时候生成，然后只有本事务对数据进行更改才会更新快照。这两个很重要，先记住。而如果在 RR 下使用了当前读，那么就要增加next-key lock来控制幻读的产生。

MVCC详解

当我们理清了锁的概念以及隔离级别之后，我们就可以进入 MVCC 了，MVCC 也就是多版本并发控制，这是一种对于并发数据一致性控制的一个手段，并不是某些引擎独有的，只是实现细节不同，下面我将会对 Innodb 引擎在 RC 和 RR 隔离级别的场景下，来讲一下它的实现过程。

我上面说了，读取和写入都是依赖于数据快照的，不可能直接修改数据，都是修改完然后再放过去。而快照基于版本，多次更新就是多个版本，对于读操作，那么就是我要读取到不晚于我这个事务开始时间的最新版本。

对于写操作也是类似，我要写数据，那么我一定对我获得的这个数据快照升一个版本，然后依赖于这个新版本对并发修改进行控制。很有CAS 那个味道。

一个事务成功提交，那么它提交的这个数据版本，就是数据库最新的版本，对其他事务可见。

一个事务回滚，那么所做的修改全部撤销，版本失效，对其他事务不可见。

所以数据库事务的版本将会频繁更新，所以 MVCC 也会定期更新，删除不再需要的旧版本数据，释放空间。

MVCC 的基础概念和核心属性

MVCC 的实现依赖于下面这三个：

隐藏字段： InnoDB 为每行记录增加了三个隐藏字段

DB_TRX_ID： 代表着最后一次插入或者更新该行的事务 id ，对于 delete 操作，在内部视为更新操作，会在记录头的 delete_flag 设置为已删除。

DB_ROLL_PTR： 回滚指针，指向该行的 redolog，如果没被更新过，那么就是空。

DB_ROW_ID： 如果没有设置主键且没有唯一索引的情况下，会使用这个id 来生成聚簇索引。
ReadView：这个也是算法的核心，依赖于这里面的数据进行判定数据是否可见，结构如下

java 复制代码

class ReadView {
  /* ... */
private:
  // 下一个将被分配的事务 id，所以大于等于这个 id 的事务的版本是不可见的
  trx_id_t m_low_limit_id;  
  // 活跃事务列表，也就是事务开启的时候，还没有提交事务的 id 列表，不包括当前事务和已经提交的事务
  ids_t m_ids; 
  // 活跃事务列表中最小的事务id，如果活跃事务为空，那么这个值就等于上面那个即将被分配事务的 id
  //小于这个id的事务都是可见的
  trx_id_t m_up_limit_id;      
  //创建该 Read View 的事务ID
  trx_id_t m_creator_trx_id;
  //事务 Number, 小于该 Number 的 Undo Logs 均可以被清除
  trx_id_t m_low_limit_no;
  //标记 Read View 是否 close
  m_closed;
}

undo log ：这个之前将日志相关的知识点的时候说过了，主要就是用它进行回滚，它有个很关键的点就是它一旦事务提交就会将 log 标记成可回收状态，然后使用清理线程清理，它分为两类，一种是insert undo log ，一种是 update undo log ，对于 insert 来说新增进入的数据只能在当前事务中可见，回滚那么就删除就行了，对于 update 来说，可能是需要更新多次的，所以就需要形成一个链表，链表的尾部就是读取到的最原始数据，链表的头部就是更新的最新的数据（理解成头插法）。undolog不是事务私有的，所有的事务都会在这里记录的，所以 undolog 也记录了事务的 id 和指向上一次修改的 undolog 指针，从而形成链表，这个很关键。

数据可见性算法

上面说的都是这个算法所需要依赖的数据，在 Innodb 存储引擎中，在开启一个事务之后，在执行 select 之前都会创建一个 Read View，也就相当于打了一个快照，然后比较快照数据来决定数据是否可见。过程如下：

如果读取记录的DB_TRX_ID事务id 小于m_up_limit_id活跃事务的最小 id，那么表明记录已经提交了，是可见的。
如果读取记录的DB_TRX_ID事务id 大于等于m_up_limit_id活跃事务的最小id ，那么跳到步骤 5。
因为m_up_limit_id可能等于当前的事务 id ，所以再判断一下活跃事务列表是否为 null，如果为空说明修改该行的事务已经提交了，那么就可见
如果读取记录的DB_TRX_ID事务id 大于等于m_up_limit_id活跃事务的最小id 且小于m_low_limit_id即将分配的事务 id ，那么就说明记录的DB_TRX_ID事务id 可能在活跃事务列表中，那么就需要查找一下，如果找到了，说明我创建 ReadView 之前这个记录已经被记录的DB_TRX_ID事务id 但是没有提交，或者创建 ReadView 之后这个记录被记录的DB_TRX_ID事务id修改了，这些都不可见，继续步骤5 往上找。如果没找到，说明已经提交了，就可见。
根据记录行上面记录的 undolog 的指针取出快照记录，然后继续步骤 1 用快照记录的 DB_TRX_ID，直到找到满足的快照版本或者返回空。

看个流程图更清晰一些

所以这个 ReadView 很关键，在 RC 下每次都会生成一个新的 ReadView，所以就会造成不可重复读，前后看见的数据可能不一致，但是在 RR 的隔离级别下，只会用第一次生成的 ReadView，实现了可重复读也防止了快照下的幻读。