MySQL_事务（MVCC机制详解）

MySQL 事务

引言

事务是数据库确保数据并发安全的机制，或者说，事务设计初衷是让用户无需手动确保数据安全，将该问题交给数据库自身解决即可，而MySQL内部具备多种事务级别，用以实现各种情况下的事务隔离机制

事务的性质

1. 如同索引机制的实现与引擎相关般，在MySQL中，事务的具体实现也根据不同引擎有所区分，而 InnoDB 是 MySQL 默认的、主流的、完整支持事务的存储引擎，接下来介绍的事务机制均为 InnoDB 的行为
2. 事务是原子的
3. 若事务未被提交（如mysqld异常挂掉，客户端异常结束等），数据会自动回滚至事务的开始位置

事务的提交形式

事务具备两种提交方式，分别为手动提交和自动提交，一般情况下，手动提交常用于需要确保多条SQL语句为原子性的情况，而自动提交则用于确保单SQL原子使用

• 手动提交：

  • 使用begin; / start transaction;命令均可启动一个事务，之后在commit前的所有SQL语句都处于该事务中
  • commit; 命令可提交事务
  • savepoint save1; 命令可创建一个保存点（save1为参数，自定义命名即可）
  • rollback to save1; 命令可回滚事务至保存点save1，若直接使用rollback; 命令可回滚事务至事务的开始位置

• 自动提交：

  • 默认情况下自动提交是开启的，此时，单SQL就属于一个事务，会在单SQL开始前自动进行类似begin操作启动新事务，单SQL执行后自动使用"commit;"进行该语句的事务提交；若关闭自动提交，则会在所有SQL前启动新事务，用户手动commit后关闭该事务，即，从效果上来看，关闭自动提交 + 多SQL + commit 与 begin + 多SQL + commit的行为是一致的，均可保证commit前的所有SQL共同的原子性
  • 在MySQL中使用 show variables like 'autocommit';命令即可查询是否处于自动提交状态（OFF：关闭自动提交，ON：开启自动提交）
  • 使用set autocommit = 0; 命令可关闭自动提交
  • 使用set autocommit = 1; 命令可开启自动提交

因此，无论是否使用begin; / start transaction; 启动事务，所有的SQL都可确保在事务中进行

事务的隔离级别

事务的隔离级别指的是对于并发事务的操作行为，由于上面提到过"MySQL的InnoDB引擎中的所有SQL都是在事务中的"，因此，事务的隔离级别可以简化理解为，多线程并发访问数据库的保护级别

隔离级别有4种，分别为：

• 读未提交(RU)："读没有commit的内容"，即并发事务访问同一数据时，一个事务在commit之前做的修改可以立即被另一事务看到
• 读提交(RC)："读已提交内容"，即并发事务访问同一数据时，一个事务中的修改在commit前不能被另一事务看到
• 可重复读(RR)："在同一事务中，不同时刻使用相同select语句读取到的结果一定是相同的"，即并发事务访问同一数据时，一个事务中的修改不能被另一事务看到，必须等待观测的事务commit后才能观测到另一事务的修改，注意，RR隔离级别为MySQL的默认隔离级别
  • 关于可重复读的使用场景，比如说，按对公司的贡献发工资，观测事务要执行两条select查询各个贡献的成员，有一个目标初始时符合第一条select，其贡献为B，然后在观测者事务执行第一条select后，出现新事务增加了目标的贡献，导致目标又符合第二条select，贡献为A，此时，若不可重复读就会导致为目标发放两份工资
• 串行化：简单理解就是加互斥锁，确保事务串行操作，实际效果是，并发两个事务，两事务内部可同时使用select，效果为可重复读，但更改数据的操作只有一个事务可以执行，其他事务必须等待直至可更改事务commit

无锁实现前三种隔离级别的机制------------MVCC（多版本并发控制）

• MVCC实际是为无锁解决并发读写冲突而诞生的，其原理为：启动一个事务后，若尝试对某数据进行修改，则保存一份元数据快照，存储至MySQL内部一个内存块（undo log）中，然后创建一份更改后的新数据，并将其链接到元数据快照，若同一事务内多次更改同一条数据，则会形成链表结构......，而所谓的无锁解决读写冲突，其实就是对不同快照进行操作，这点会在下面详细讲解

  

• 实现MVCC的前置条件其一：其实，每次插入数据，MySQL都会在该条数据中添加一些隐藏字段：

  

  • DB_TRX_ID：表示该条数据最新被插入/修改的事务ID
  • DB_ROW_ID：隐式主键，在数据中不具备主键时自动添加，用于数据库快速索引
  • DB_ROLL_PTR：回滚指针，也就是上述MVCC原理中提到的"链接"用指针

• 实现MVCC的前置条件其二：Read View 类

  class ReadView {
  // 省略...
  private:
  /** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
  trx_id_t m_low_limit_id
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  /** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
  trx_id_t m_up_limit_id;
  /** 创建该 Read View 的事务ID*/
  trx_id_t m_creator_trx_id;
  /** 创建视图时的活跃事务id列表*/
  ids_t m_ids;
  /** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
  * 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
  trx_id_t m_low_limit_no;
  /** 标记视图是否被关闭*/
  bool m_closed;
  // 省略...
  };
  // 重点字段：
  // m_ids;  //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
  // up_limit_id;  //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错) 
  // low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1(也没有写错)
  // creator_trx_id   //创建该ReadView的事务ID，事务ID一般递增分配，也就是事务越新越值越大

  解释：在单个事务中，首次进行快照读的时候，会创建一个ReadView对象，其中会记录当前事务ID，当前并发的事务ID列表，以及其中最小的事务ID和下一个将被分配的事务IO（首次快照读创建，也可以说，事务的创建与Read View对象创建之间存在时间窗口，ReadView对象创建后，当前事务中，其记录的这四个值不会被变更）

  注：快照读，就是读快照（上述提到的链表中的非头节点）时，可以理解为在RC/RR隔离级别下的正常select语句都是快照读（SELECT * FROM t WHERE id = 1 FOR UPDATE;/SELECT * FROM user WHERE id = 1 FOR SHARE;这种是指定读取最新的，这算是非正常的）

• 无锁并发的具体实现规则：

  

  每次读数据时，都会尝试从头遍历链表，针对链表节点中DB_TRX_ID分为下列情况：

  • 小于up_limit_id：说明该事务在Read View创建前已经结束，则该节点的数据可见
  • 大于low_limit_id：说明该事务在Read View创建后开始，则该节点的数据不可见
  • 等于creator_trx_id：说明该操作就是本事务进行的，自然当前事务可见（即，在可重复读下，观测事务修改数据，会造成select结果不同的情况，这是符合预期的，因为可重复读指的是不同事务间）
  • 当DB_TRX_ID位于up_limit_id和low_limit_id之间时，则需要判断该ID是否存在于m_ids列表中，若存在，则表明该事务在Read View前创建且创建后仍在执行，则该节点数据不可见；若不存在，则表明该事务在Read View创建前结束，则该节点数据可见（注：m_ids列表中的ID可能不连续，因为会存在先开始的事务后结束以及后开始的事务先结束的情况）

MVCC实现RC/RR隔离级别

简而言之，上面描述的Read View对象仅在第一次快照读时创建之后不做修改就是RR（可重复读）隔离级别的实现原理，而RC的实现原理则为，每次快照读都创建新Read View对象，以此做到可以看到提交后的数据

补充知识点------幻读

在可重复读（RR）情况下，事务 A 新增的数据，在事务 B 的快照读 中不会被看到，因此 B 多次执行相同的 SELECT，不会因为事务 A 的 INSERT 而突然多出新的记录。

但在一般数据库的 RR 实现中，如果仅依靠普通行锁，很难解决其他事务 INSERT 导致的幻读问题。因为待插入的记录原本并不存在，对一条不存在的记录本身无法直接加行锁。

例如：

-- 事务 B
BEGIN;
SELECT * FROM user WHERE age = 20;
-- 第一次查询得到 3 条记录

-- 事务 A
BEGIN;
INSERT INTO user VALUES (..., 20);
COMMIT;

-- 事务 B
SELECT * FROM user WHERE age = 20;
-- 如果能够看到事务 A 新插入的记录，则变成 4 条

事务 B 两次查询的结果中，出现了之前不存在的新记录，就好像产生了"幻觉"，因此这种现象称为幻读（Phantom Read）。

不过，MySQL InnoDB 在 RR 隔离级别下，通过 MVCC + 锁机制 可以解决典型的幻读问题：

• 对于普通 SELECT 快照读 ：通过 ReadView 保证同一事务中的一致性视图，新提交的 INSERT 不会出现在当前事务的快照中。
• 对于 SELECT ... FOR UPDATE、SELECT ... FOR SHARE 等当前读 ：InnoDB 会通过 Next-Key Lock（记录锁 + 间隙锁） 锁住记录以及相应的间隙，阻止其他事务在范围内插入新的记录。

因此，可以简单理解为：

MySQL InnoDB 的 RR 级别能够解决典型的幻读问题。

oDB 会通过 Next-Key Lock（记录锁 + 间隙锁） 锁住记录以及相应的间隙，阻止其他事务在范围内插入新的记录。

因此，可以简单理解为：

MySQL InnoDB 的 RR 级别能够解决典型的幻读问题。