MySQL是怎么實現(xiàn)事務(wù)隔離性的

這篇文章主要介紹“MySQL是怎么實現(xiàn)事務(wù)隔離性的”，在日常操作中，相信很多人在MySQL是怎么實現(xiàn)事務(wù)隔離性的問題上存在疑惑，小編查閱了各式資料，整理出簡單好用的操作方法，希望對大家解答”MySQL是怎么實現(xiàn)事務(wù)隔離性的”的疑惑有所幫助！接下來，請跟著小編一起來學(xué)習(xí)吧！

目錄

• 并發(fā)場景

• 寫-寫

• 讀-讀

• 讀-寫 和 寫-讀

• MySQL中的鎖

• 行級鎖

• 表級鎖

• 隔離級別

• Read Committed

• Repeatable Read

  
  

并發(fā)場景

最近做了一些分布式事務(wù)的項目，對事務(wù)的隔離性有了更深的認(rèn)識，后續(xù)寫文章聊分布式事務(wù)。今天就復(fù)盤一下單機事務(wù)的隔離性是如何實現(xiàn)的？

隔離的本質(zhì)就是控制并發(fā)，如果SQL語句就是串行執(zhí)行的。那么數(shù)據(jù)庫的四大特性中就不會有隔離性這個概念了，也就不會有臟讀，不可重復(fù)讀，幻讀等各種問題了

對數(shù)據(jù)庫的各種并發(fā)操作，只有如下四種，寫寫，讀讀，讀寫和寫讀

寫-寫

事務(wù)A更新一條記錄的時候，事務(wù)B能同時更新同一條記錄嗎？

答案肯定是不能的，不然就會造成臟寫問題，那如何避免臟寫呢？答案就是加鎖

讀-讀

MySQL讀操作默認(rèn)情況下不會加鎖，所以可以并行的讀

讀-寫 和 寫-讀

基于各種場景對并發(fā)操作容忍程度不同，MySQL就搞了個隔離性的概念。你自己根據(jù)業(yè)務(wù)場景選擇隔離級別。

√ 為會發(fā)生，×為不會發(fā)生

所以你看，MySQL是通過鎖和隔離級別對MySQL進行并發(fā)控制的

MySQL中的鎖

行級鎖

InnoDB存儲引擎中有如下兩種類型的行級鎖

• 共享鎖（Shared Lock，簡稱S鎖），在事務(wù)需要讀取一條記錄時，需要先獲取改記錄的S鎖

• 排他鎖（Exclusive Lock，簡稱X鎖），在事務(wù)要改動一條記錄時，需要先獲取該記錄的X鎖

如果事務(wù)T1獲取了一條記錄的S鎖之后，事務(wù)T2也要訪問這條記錄。如果事務(wù)T2想再獲取這個記錄的S鎖，可以成功，這種情況稱為鎖兼容，如果事務(wù)T2想再獲取這個記錄的X鎖，那么此操作會被阻塞，直到事務(wù)T1提交之后將S鎖釋放掉

如果事務(wù)T1獲取了一條記錄的X鎖之后，那么不管事務(wù)T2接著想獲取該記錄的S鎖還是X鎖都會被阻塞，直到事務(wù)1提交，這種情況稱為鎖不兼容。

多個事務(wù)可以同時讀取記錄，即共享鎖之間不互斥，但共享鎖會阻塞排他鎖。排他鎖之間互斥

S鎖和X鎖之間的兼容關(guān)系如下

update，delete，insert 都會自動給涉及到的數(shù)據(jù)加上排他鎖，select 語句默認(rèn)不會加任何鎖

那什么情況下會對讀操作加鎖呢？

• select … lock in share mode，對讀取的記錄加S鎖

• select … for update ，對讀取的記錄加X鎖

• 在事務(wù)中讀取記錄，對讀取的記錄加S鎖

• 事務(wù)隔離級別在 SERIALIZABLE 下，對讀取的記錄加S鎖

InnoDB中有如下三種鎖

• Record Lock：對單個記錄加鎖

• Gap Lock：間隙鎖，鎖住記錄前面的間隙，不允許插入記錄

• Next-key Lock：同時鎖住數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙，即數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙都不允許插入記錄

寫個Demo演示一下

CREATE TABLE `girl` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(255),
  `age` int(11),
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

insert into girl values
(1, '西施', 20),
(5, '王昭君', 23),
(8, '貂蟬', 25),
(10, '楊玉環(huán)', 26),
(12, '陳圓圓', 20);

Record Lock

對單個記錄加鎖

如把id值為8的數(shù)據(jù)加一個Record Lock，示意圖如下

Record Lock也是有S鎖和X鎖之分的，兼容性和之前描述的一樣。

SQL執(zhí)行加什么樣的鎖受很多條件的制約，比如事務(wù)的隔離級別，執(zhí)行時使用的索引（如，聚集索引，非聚集索引等），因此就不詳細(xì)分析了，舉幾個簡單的例子。

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢
-- 對id=8的記錄加S型Record Lock
select * from girl where id = 8 lock in share mode;

-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢
-- 對id=8的記錄加X型Record Lock
select * from girl where id = 8 for update;

Gap Lock

鎖住記錄前面的間隙，不允許插入記錄

MySQL在可重復(fù)讀隔離級別下可以通過MVCC和加鎖來解決幻讀問題

當(dāng)前讀：加鎖
快照讀：MVCC

但是該如何加鎖呢？因為第一次執(zhí)行讀取操作的時候，這些幻影記錄并不存在，我們沒有辦法加Record Lock，此時可以通過加Gap Lock解決，即對間隙加鎖。

如一個事務(wù)對id=8的記錄加間隙鎖，則意味著不允許別的事務(wù)在id=8的記錄前面的間隙插入新記錄，即id值在(5, 8)這個區(qū)間內(nèi)的記錄是不允許立即插入的。直到加間隙鎖的事務(wù)提交后，id值在(5, 8)這個區(qū)間中的記錄才可以被提交

我們來看如下一個SQL的加鎖過程

-- REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢
-- 但是主鍵值并不存在
-- 對id=8的聚集索引記錄加Gap Lock
SELECT * FROM girl WHERE id = 7 LOCK IN SHARE MODE;

由于id=7的記錄不存在，為了禁止幻讀現(xiàn)象（避免在同一事務(wù)下執(zhí)行相同的語句得到的結(jié)果集中有id=7的記錄），所以在當(dāng)前事務(wù)提交前我們要預(yù)防別的事務(wù)插入id=7的記錄，此時在id=8的記錄上加一個Gap Lock即可，即不允許別的事務(wù)插入id值在(5, 8)這個區(qū)間的新記錄

給大家提一個問題，Gap Lock只能鎖定記錄前面的間隙，那么最后一條記錄后面的間隙該怎么鎖定？

其實mysql數(shù)據(jù)是存在頁中的，每個頁有2個偽記錄

• Infimum記錄，表示該頁面中最小的記錄

• upremum記錄，表示該頁面中最大的記錄

為了防止其它事務(wù)插入id值在(12, +∞)這個區(qū)間的記錄，我們可以給id=12記錄所在頁面的Supremum記錄加上一個gap鎖，此時就可以阻止其他事務(wù)插入id值在(12, +∞)這個區(qū)間的新記錄

Next-key Lock

同時鎖住數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙，即數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙都不允許插入記錄
所以你可以這樣理解Next-key Lock=Record Lock+Gap Lock

-- REPEATABLE READ 利用主鍵進行范圍查詢
-- 對id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock
-- 對id>8的所有聚集索引記錄加S型Next-key Lock（包括Supremum偽記錄）
SELECT * FROM girl WHERE id >= 8 LOCK IN SHARE MODE;

因為要解決幻讀的問題，所以需要禁別的事務(wù)插入id>=8的記錄，所以

• 對id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock

• 對id>8的所有聚集索引記錄加S型Next-key Lock（包括Supremum偽記錄）

表級鎖

表鎖也有S鎖和X鎖之分

在對某個表執(zhí)行select，insert，update，delete語句時，innodb存儲引擎是不會為這個表添加表級別的S鎖或者X鎖。

在對表執(zhí)行一些諸如ALTER TABLE，DROP TABLE這類的DDL語句時，會對這個表加X鎖，因此其他事務(wù)對這個表執(zhí)行諸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的語句會發(fā)生阻塞

在系統(tǒng)變量autocommit=0，innodb_table_locks = 1時，手動獲取InnoDB存儲引擎提供的表t的S鎖或者X鎖，可以這么寫

對表t加表級別的S鎖

lock tables t read

對表t加表級別的X鎖

lock tables t write

如果一個事務(wù)給表加了S鎖，那么

• 別的事務(wù)可以繼續(xù)獲得該表的S鎖

• 別的事務(wù)可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的S鎖

• 別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得該表的X鎖

• 別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的X鎖

如果一個事務(wù)給表加了X鎖，那么

• 別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得該表的S鎖

• 別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的S鎖

• 別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得該表的X鎖

• 別的事務(wù)不可以繼續(xù)獲得表中某些記錄的X鎖

所以修改線上的表時一定要小心，因為會使大量事務(wù)阻塞，目前有很多成熟的修改線上表的方法，不再贅述

隔離級別

讀未提交：每次讀取最新的記錄，沒有做特殊處理
串行化：事務(wù)串行執(zhí)行，不會產(chǎn)生并發(fā)

所以我們重點關(guān)注讀已提交和可重復(fù)讀的隔離實現(xiàn)！

這兩種隔離級別是通過MVCC（多版本并發(fā)控制）來實現(xiàn)的，本質(zhì)就是MySQL通過undolog存儲了多個版本的歷史數(shù)據(jù)，根據(jù)規(guī)則讀取某一歷史版本的數(shù)據(jù)，這樣就可以在無鎖的情況下實現(xiàn)讀寫并行，提高數(shù)據(jù)庫性能

那么undolog是如何存儲修改前的記錄？

對于使用InnoDB存儲引擎的表來說，聚集索引記錄中都包含下面2個必要的隱藏列

trx_id：一個事務(wù)每次對某條聚集索引記錄進行改動時，都會把該事務(wù)的事務(wù)id賦值給trx_id隱藏列

roll_pointer：每次對某條聚集索引記錄進行改動時，都會把舊的版本寫入undo日志中。這個隱藏列就相當(dāng)于一個指針，通過他找到該記錄修改前的信息

如果一個記錄的name從貂蟬被依次改為王昭君，西施，會有如下的記錄，多個記錄構(gòu)成了一個版本鏈

為了判斷版本鏈中哪個版本對當(dāng)前事務(wù)是可見的，MySQL設(shè)計出了ReadView的概念。4個重要的內(nèi)容如下

• m_ids：在生成ReadView時，當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)id列表

• min_trx_id：在生成ReadView時，當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的最小的事務(wù)id，也就是m_ids中的最小值

• max_trx_id：在生成ReadView時，系統(tǒng)應(yīng)該分配給下一個事務(wù)的事務(wù)id值

• creator_trx_id：生成該ReadView的事務(wù)的事務(wù)id

當(dāng)對表中的記錄進行改動時，執(zhí)行insert，delete，update這些語句時，才會為事務(wù)分配唯一的事務(wù)id，否則一個事務(wù)的事務(wù)id值默認(rèn)為0。

max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事務(wù)id是遞增分配的。比如現(xiàn)在有事務(wù)id為1，2，3這三個事務(wù)，之后事務(wù)id為3的事務(wù)提交了，當(dāng)有一個新的事務(wù)生成ReadView時，m_ids的值就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4

執(zhí)行過程如下：

• 如果被訪問版本的trx_id=creator_id，意味著當(dāng)前事務(wù)在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當(dāng)前事務(wù)訪問

• 如果被訪問版本的trx_id<min_trx_id，表明生成該版本的事務(wù)在當(dāng)前事務(wù)生成ReadView前已經(jīng)提交，所以該版本可以被當(dāng)前事務(wù)訪問

• 被訪問版本的trx_id>=max_trx_id，表明生成該版本的事務(wù)在當(dāng)前事務(wù)生成ReadView后才開啟，該版本不可以被當(dāng)前事務(wù)訪問

• 被訪問版本的trx_id是否在m_ids列表中

• 4.1 是，創(chuàng)建ReadView時，該版本還是活躍的，該版本不可以被訪問。順著版本鏈找下一個版本的數(shù)據(jù)，繼續(xù)執(zhí)行上面的步驟判斷可見性，如果最后一個版本還不可見，意味著記錄對當(dāng)前事務(wù)完全不可見

• 4.2 否，創(chuàng)建ReadView時，生成該版本的事務(wù)已經(jīng)被提交，該版本可以被訪問
  

好了，我們知道了版本可見性的獲取規(guī)則，那么是怎么實現(xiàn)讀已提交和可重復(fù)讀的呢？

其實很簡單，就是生成ReadView的時機不同

舉個例子，先建立如下表

CREATE TABLE `girl` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(255),
  `age` int(11),
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

Read Committed

Read Committed（讀已提交），每次讀取數(shù)據(jù)前都生成一個ReadView

下面是3個事務(wù)執(zhí)行的過程，一行代表一個時間點

先分析一下5這個時間點select的執(zhí)行過程

• 系統(tǒng)中有兩個事務(wù)id分別為100，200的事務(wù)正在執(zhí)行

• 執(zhí)行select語句時生成一個ReadView，mids=[100,200]，min_trx_id=100，max_trx_id=201，creator_trx_id=0（select這個事務(wù)沒有執(zhí)行更改操作，事務(wù)id默認(rèn)為0）

• 最新版本的name列為西施，該版本trx_id值為100，在mids列表中，不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個版本

• 下一個版本的name列王昭君，該版本的trx_id值為100，也在mids列表內(nèi)，因此也不符合要求，繼續(xù)跳到下一個版本

• 下一個版本的name列為貂蟬，該版本的trx_id值為10，小于min_trx_id，因此最后返回的name值為貂蟬
  

再分析一下8這個時間點select的執(zhí)行過程

• 系統(tǒng)中有一個事務(wù)id為200的事務(wù)正在執(zhí)行（事務(wù)id為100的事務(wù)已經(jīng)提交）

• 執(zhí)行select語句時生成一個ReadView，mids=[200]，min_trx_id=200，max_trx_id=201，creator_trx_id=0

• 最新版本的name列為楊玉環(huán)，該版本trx_id值為200，在mids列表中，不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個版本

• 下一個版本的name列為西施，該版本的trx_id值為100，小于min_trx_id，因此最后返回的name值為西施
  

當(dāng)事務(wù)id為200的事務(wù)提交時，查詢得到的name列為楊玉環(huán)。

Repeatable Read

Repeatable Read（可重復(fù)讀），在第一次讀取數(shù)據(jù)時生成一個ReadView

可重復(fù)讀因為只在第一次讀取數(shù)據(jù)的時候生成ReadView，所以每次讀到的是相同的版本，即name值一直為貂蟬，具體的過程上面已經(jīng)演示了兩遍了，我這里就不重復(fù)演示了，相信你一定會自己分析了。

到此，關(guān)于“MySQL是怎么實現(xiàn)事務(wù)隔離性的”的學(xué)習(xí)就結(jié)束了，希望能夠解決大家的疑惑。理論與實踐的搭配能更好的幫助大家學(xué)習(xí)，快去試試吧！若想繼續(xù)學(xué)習(xí)更多相關(guān)知識，請繼續(xù)關(guān)注億速云網(wǎng)站，小編會繼續(xù)努力為大家?guī)砀鄬嵱玫奈恼拢?/p>