MySQL事务隔离级别和MVCC

时间  2019-11-06
标签 mysql 事务 隔离 级别 mvcc 栏目 MySQL 繁體版
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标签： 「咱们都是小青蛙」公众号文章mysql

事前准备

为了故事的顺利发展，咱们须要建立一个表：程序员

CREATE TABLE t (
    id INT PRIMARY KEY,
    c VARCHAR(100)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;
复制代码

而后向这个表里插入一条数据：sql

INSERT INTO t VALUES(1, '刘备');
复制代码

如今表里的数据就是这样的：数据库

mysql> SELECT * FROM t;
+----+--------+
| id | c      |
+----+--------+
|  1 | 刘备   |
+----+--------+
1 row in set (0.01 sec)
复制代码

隔离级别

MySQL是一个服务器／客户端架构的软件，对于同一个服务器来讲，能够有若干个客户端与之链接，每一个客户端与服务器链接上以后，就能够称之为一个会话（Session）。咱们能够同时在不一样的会话里输入各类语句，这些语句能够做为事务的一部分进行处理。不一样的会话能够同时发送请求，也就是说服务器可能同时在处理多个事务，这样子就会致使不一样的事务可能同时访问到相同的记录。咱们前边说过事务有一个特性称之为隔离性，理论上在某个事务对某个数据进行访问时，其余事务应该进行排队，当该事务提交以后，其余事务才能够继续访问这个数据。可是这样子的话对性能影响太大，因此设计数据库的大叔提出了各类隔离级别，来最大限度的提高系统并发处理事务的能力，可是这也是以牺牲必定的隔离性来达到的。安全

未提交读（READ UNCOMMITTED）

若是一个事务读到了另外一个未提交事务修改过的数据，那么这种隔离级别就称之为未提交读（英文名：READ UNCOMMITTED），示意图以下：bash

image_1d6t5hhamcd61qkjk9v1ag8171o7u.png-95.6kB

如上图，Session A和Session B各开启了一个事务，Session B中的事务先将id为1的记录的列c更新为'关羽'，而后Session A中的事务再去查询这条id为1的记录，那么在未提交读的隔离级别下，查询结果就是'关羽'，也就是说某个事务读到了另外一个未提交事务修改过的记录。可是若是Session B中的事务稍后进行了回滚，那么Session A中的事务至关于读到了一个不存在的数据，这种现象就称之为脏读，就像这个样子：服务器

image_1d6uqql7n55t1k7mmellrh14a495.png-105.3kB

脏读违背了现实世界的业务含义，因此这种READ UNCOMMITTED算是十分不安全的一种隔离级别。架构

已提交读（READ COMMITTED）

若是一个事务只能读到另外一个已经提交的事务修改过的数据，而且其余事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事务都能查询获得最新值，那么这种隔离级别就称之为已提交读（英文名：READ COMMITTED），如图所示：并发

image_1d6t64lgg1j4mtp818f61n09t6l8o.png-133.1kB

从图中能够看到，第4步时，因为Session B中的事务还没有提交，因此Session A中的事务查询获得的结果只是'刘备'，而第6步时，因为Session B中的事务已经提交，因此Session B中的事务查询获得的结果就是'关羽'了。性能

对于某个处在在已提交读隔离级别下的事务来讲，只要其余事务修改了某个数据的值，而且以后提交了，那么该事务就会读到该数据的最新值，比方说：

image_1d6urs4l0g799959e1jsj1cvqai.png-170.6kB

咱们在Session B中提交了几个隐式事务，这些事务都修改了id为1的记录的列c的值，每次事务提交以后，Session A中的事务均可以查看到最新的值。这种现象也被称之为不可重复读。

可重复读（REPEATABLE READ）

在一些业务场景中，一个事务只能读到另外一个已经提交的事务修改过的数据，可是第一次读过某条记录后，即便其余事务修改了该记录的值而且提交，该事务以后再读该条记录时，读到的还是第一次读到的值，而不是每次都读到不一样的数据。那么这种隔离级别就称之为可重复读（英文名：REPEATABLE READ），如图所示：

image_1d6useq9aagi9981sm21b011dt4bf.png-171.1kB

从图中能够看出来，Session A中的事务在第一次读取id为1的记录时，列c的值为'刘备'，以后虽然Session B中隐式提交了多个事务，每一个事务都修改了这条记录，可是Session A中的事务读到的列c的值仍为'刘备'，与第一次读取的值是相同的。

串行化（SERIALIZABLE）

以上3种隔离级别都容许对同一条记录进行读-读、读-写、写-读的并发操做，若是咱们不容许读-写、写-读的并发操做，可使用SERIALIZABLE隔离级别，示意图以下：

image_1d6uu0sk41213olj102t1tsa10o9ds.png-122.9kB

如图所示，当Session B中的事务更新了id为1的记录后，以后Session A中的事务再去访问这条记录时就被卡住了，直到Session B中的事务提交以后，Session A中的事务才能够获取到查询结果。

版本链

对于使用InnoDB存储引擎的表来讲，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列（row_id并非必要的，咱们建立的表中有主键或者非NULL惟一键时都不会包含row_id列）：

  • trx_id：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列。

  • roll_pointer：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo日志中，而后这个隐藏列就至关于一个指针，能够经过它来找到该记录修改前的信息。

比方说咱们的表t如今只包含一条记录：

mysql> SELECT * FROM t;
+----+--------+
| id | c      |
+----+--------+
|  1 | 刘备   |
+----+--------+
1 row in set (0.01 sec)
复制代码

假设插入该记录的事务id为80，那么此刻该条记录的示意图以下所示：

image_1d6vemvvn1db6h431ekvsp158m19.png-15kB

假设以后两个id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操做，操做流程以下：

image_1d6vfo4g814h019mj1jqb1ggu72o3j.png-106.5kB

小贴士： 能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？哈哈，这是不能够滴，第一个事务更新了某条记录后，就会给这条记录加锁，另外一个事务再次更新时就须要等待第一个事务提交了，把锁释放以后才能够继续更新。本篇文章不是讨论锁的，有关锁的更多细节咱们以后再说。

每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个roll_pointer属性（INSERT操做对应的undo日志没有该属性，由于该记录并无更早的版本），能够将这些undo日志都连起来，串成一个链表，因此如今的状况就像下图同样：

image_1d6vfrv111j4guetptcts1qgp40.png-57.1kB

对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条undo日志中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，全部的版本都会被roll_pointer属性链接成一个链表，咱们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。另外，每一个版本中还包含生成该版本时对应的事务id，这个信息很重要，咱们稍后就会用到。

ReadView

对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来讲，直接读取记录的最新版本就行了，对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来讲，使用加锁的方式来访问记录。对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来讲，就须要用到咱们上边所说的版本链了，核心问题就是：须要判断一下版本链中的哪一个版本是当前事务可见的。因此设计InnoDB的大叔提出了一个ReadView的概念，这个ReadView中主要包含当前系统中还有哪些活跃的读写事务，把它们的事务id放到一个列表中，咱们把这个列表命名为为m_ids。这样在访问某条记录时，只须要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见：

  • 若是被访问版本的trx_id属性值小于m_ids列表中最小的事务id，代表生成该版本的事务在生成ReadView前已经提交，因此该版本能够被当前事务访问。

  • 若是被访问版本的trx_id属性值大于m_ids列表中最大的事务id，代表生成该版本的事务在生成ReadView后才生成，因此该版本不能够被当前事务访问。

  • 若是被访问版本的trx_id属性值在m_ids列表中最大的事务id和最小事务id之间，那就须要判断一下trx_id属性值是否是在m_ids列表中，若是在，说明建立ReadView时生成该版本的事务仍是活跃的，该版本不能够被访问；若是不在，说明建立ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本能够被访问。

若是某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本，若是最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务不可见，查询结果就不包含该记录。

在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个很是大的区别就是它们生成ReadView的时机不一样，咱们来看一下。

READ COMMITTED --- 每次读取数据前都生成一个ReadView

比方说如今系统里有两个id分别为100、200的事务在执行：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;
复制代码
# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...
复制代码

小贴士： 事务执行过程当中，只有在第一次真正修改记录时（好比使用INSERT、DELETE、UPDATE语句），才会被分配一个单独的事务id，这个事务id是递增的。

此刻，表t中id为1的记录获得的版本链表以下所示：

image_1d6vgdl0j1c9d16rbelo1deh17324d.png-42.2kB

假设如今有一个使用READ COMMITTED隔离级别的事务开始执行：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 获得的列c的值为'刘备'
复制代码

这个SELECT1的执行过程以下：

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200]。

  • 而后从版本链中挑选可见的记录，从图中能够看出，最新版本的列c的内容是'张飞'，该版本的trx_id值为100，在m_ids列表内，因此不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'关羽'，该版本的trx_id值也为100，也在m_ids列表内，因此也不符合要求，继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'刘备'，该版本的trx_id值为80，小于m_ids列表中最小的事务id100，因此这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为'刘备'的记录。

以后，咱们把事务id为100的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;

COMMIT;
复制代码

而后再到事务id为200的事务中更新一下表t中id为1的记录：

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE t SET c = '赵云' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '诸葛亮' WHERE id = 1;
复制代码

此刻，表t中id为1的记录的版本链就长这样：

image_1d6vgrt5jeh2itl5e41ocl944q.png-57.6kB

而后再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找这个id为1的记录，以下：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 获得的列c的值为'刘备'

# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 获得的列c的值为'张飞'
复制代码

这个SELECT2的执行过程以下：

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[200]（事务id为100的那个事务已经提交了，因此生成快照时就没有它了）。

  • 而后从版本链中挑选可见的记录，从图中能够看出，最新版本的列c的内容是'诸葛亮'，该版本的trx_id值为200，在m_ids列表内，因此不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'赵云'，该版本的trx_id值为200，也在m_ids列表内，因此也不符合要求，继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'张飞'，该版本的trx_id值为100，比m_ids列表中最小的事务id200还要小，因此这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为'张飞'的记录。

以此类推，若是以后事务id为200的记录也提交了，再此在使用READ COMMITTED隔离级别的事务中查询表t中id值为1的记录时，获得的结果就是'诸葛亮'了，具体流程咱们就不分析了。总结一下就是：使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。

REPEATABLE READ ---在第一次读取数据时生成一个ReadView

对于使用REPEATABLE READ隔离级别的事务来讲，只会在第一次执行查询语句时生成一个ReadView，以后的查询就不会重复生成了。咱们仍是用例子看一下是什么效果。

比方说如今系统里有两个id分别为100、200的事务在执行：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;
复制代码
# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...
复制代码

此刻，表t中id为1的记录获得的版本链表以下所示：

image_1d6vgdl0j1c9d16rbelo1deh17324d.png-42.2kB

假设如今有一个使用REPEATABLE READ隔离级别的事务开始执行：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 获得的列c的值为'刘备'
复制代码

这个SELECT1的执行过程以下：

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200]。

  • 而后从版本链中挑选可见的记录，从图中能够看出，最新版本的列c的内容是'张飞'，该版本的trx_id值为100，在m_ids列表内，因此不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'关羽'，该版本的trx_id值也为100，也在m_ids列表内，因此也不符合要求，继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'刘备'，该版本的trx_id值为80，小于m_ids列表中最小的事务id100，因此这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为'刘备'的记录。

以后，咱们把事务id为100的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;

COMMIT;
复制代码

而后再到事务id为200的事务中更新一下表t中id为1的记录：

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE t SET c = '赵云' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '诸葛亮' WHERE id = 1;
复制代码

此刻，表t中id为1的记录的版本链就长这样：

image_1d6vgrt5jeh2itl5e41ocl944q.png-57.6kB

而后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个id为1的记录，以下：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 获得的列c的值为'刘备'

# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 获得的列c的值仍为'刘备'
复制代码

这个SELECT2的执行过程以下：

  • 由于以前已经生成过ReadView了，因此此时直接复用以前的ReadView，以前的ReadView中的m_ids列表就是[100, 200]。

  • 而后从版本链中挑选可见的记录，从图中能够看出，最新版本的列c的内容是'诸葛亮'，该版本的trx_id值为200，在m_ids列表内，因此不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'赵云'，该版本的trx_id值为200，也在m_ids列表内，因此也不符合要求，继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'张飞'，该版本的trx_id值为100，而m_ids列表中是包含值为100的事务id的，因此该版本也不符合要求，同理下一个列c的内容是'关羽'的版本也不符合要求。继续跳到下一个版本。

  • 下一个版本的列c的内容是'刘备'，该版本的trx_id值为80，80小于m_ids列表中最小的事务id100，因此这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为'刘备'的记录。

也就是说两次SELECT查询获得的结果是重复的，记录的列c值都是'刘备'，这就是可重复读的含义。若是咱们以后再把事务id为200的记录提交了，以后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个id为1的记录，获得的结果仍是'刘备'，具体执行过程你们能够本身分析一下。

MVCC总结

从上边的描述中咱们能够看出来，所谓的MVCC（Multi-Version Concurrency Control ，多版本并发控制）指的就是在使用READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两种隔离级别的事务在执行普通的SEELCT操做时访问记录的版本链的过程，这样子可使不一样事务的读-写、写-读操做并发执行，从而提高系统性能。READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两个隔离级别的一个很大不一样就是生成ReadView的时机不一样，READ COMMITTD在每一次进行普通SELECT操做前都会生成一个ReadView，而REPEATABLE READ只在第一次进行普通SELECT操做前生成一个ReadView，以后的查询操做都重复这个ReadView就行了。

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