事务隔离

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并行事务会引发什么问题?

MySQL 服务端是允许多个客户端连接的,这意味着 MySQL 会出现同时处理多个事务的情况。

那么在同时处理多个事务的时候,就可能出现脏读(dirty read)、不可重复读(non-repeatable read)、幻读(phantom read)的问题

脏读

如果一个事务「读到」了另一个「未提交事务修改过的数据」,就意味着发生了「脏读」现象。

假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理,事务 A 先开始从数据库中读取小林的余额数据,然后再执行更新操作,如果此时事务 A 还没有提交事务,而此时正好事务 B 也从数据库中读取小林的余额数据,那么事务 B 读取到的余额数据是刚才事务 A 更新后的数据,即使没有提交事务。

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因为事务 A 是还没提交事务的,也就是它随时可能发生回滚操作,如果在上面这种情况事务 A 发生了回滚,那么事务 B 刚才得到的数据就是过期的数据,这种现象就被称为脏读。

不可重复读

在一个事务内多次读取同一个数据,如果出现前后两次读到的数据不一样的情况,就意味着发生了「不可重复读」现象。

假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理,事务 A 先开始从数据库中读取小林的余额数据,然后继续执行代码逻辑处理,在这过程中如果事务 B 更新了这条数据,并提交了事务,那么当事务 A 再次读取该数据时,就会发现前后两次读到的数据是不一致的,这种现象就被称为不可重复读。

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幻读

在一个事务内多次查询某个符合查询条件的「记录数量」,如果出现前后两次查询到的记录数量不一样的情况,就意味着发生了「幻读」现象。

假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理,事务 A 先开始从数据库查询账户余额大于 100 万的记录,发现共有 5 条,然后事务 B 也按相同的搜索条件也是查询出了 5 条记录。

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接下来,事务 A 插入了一条余额超过 100 万的账号,并提交了事务,此时数据库超过 100 万余额的账号个数就变为 6。

然后事务 B 再次查询账户余额大于 100 万的记录,此时查询到的记录数量有 6 条,发现和前一次读到的记录数量不一样了,就感觉发生了幻觉一样,这种现象就被称为幻读。

事务的隔离级别有哪些?

当多个事务并发执行时可能会遇到「脏读、不可重复读、幻读」的现象,这些现象会对事务的一致性产生不同程序的影响。

  • 脏读:读到其他事务未提交的数据;
  • 不可重复读:前后读取的数据不一致;
  • 幻读:前后读取的记录数量不一致。

SQL 标准提出了四种隔离级别来规避这些现象,隔离级别越高,性能效率就越低,这四个隔离级别如下:

  • 读未提交(read uncommitted ,指一个事务还没提交时,它做的变更就能被其他事务看到;
  • 读提交(read committed ,指一个事务提交之后,它做的变更才能被其他事务看到;
  • 可重复读(repeatable read ,指一个事务执行过程中看到的数据,一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的,MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别
  • 串行化(serializable ) ;会对记录加上读写锁,在多个事务对这条记录进行读写操作时,如果发生了读写冲突的时候,后访问的事务必须等前一个事务执行完成,才能继续执行;

按隔离水平高低排序如下:

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针对不同的隔离级别,并发事务时可能发生的现象也会不同。

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所以,要解决脏读现象,就要升级到「读提交」以上的隔离级别;要解决不可重复读现象,就要升级到「可重复读」的隔离级别

不过,要解决幻读现象不建议将隔离级别升级到「串行化」,因为这样会导致数据库在并发事务时性能很差。

InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」,但是它通过next-key lock 锁(行锁和间隙锁的组合)来锁住记录之间的“间隙”和记录本身,防止其他事务在这个记录之间插入新的记录,这样就避免了幻读现象。

接下来,举个具体的例子来说明这四种隔离级别,有一张账户余额表,里面有一条记录:

然后有两个并发的事务,事务 A 只负责查询余额,事务 B 则会将我的余额改成 200 万,下面是按照时间顺序执行两个事务的行为:

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在不同隔离级别下,事务 A 执行过程中查询到的余额可能会不同:

  • 在「读未提交」隔离级别下,事务 B 修改余额后,虽然没有提交事务,但是此时的余额已经可以被事务 A 看见了,于是事务 A 中余额 V1 查询的值是 200 万,余额 V2、V3 自然也是 200 万了;
  • 在「读提交」隔离级别下,事务 B 修改余额后,因为没有提交事务,所以事务 A 中余额 V1 的值还是 100 万,等事务 B 提交完后,最新的余额数据才能被事务 A 看见,因此额 V2、V3 都是 200 万;
  • 在「可重复读」隔离级别下,事务 A 只能看见启动事务时的数据,所以余额 V1、余额 V2 的值都是 100 万,当事务 A 提交事务后,就能看见最新的余额数据了,所以余额 V3 的值是 200 万;
  • 在「串行化」隔离级别下,事务 B 在执行将余额 100 万修改为 200 万时,由于此前事务 A 执行了读操作,这样就发生了读写冲突,于是就会被锁住,直到事务 A 提交后,事务 B 才可以继续执行,所以从 A 的角度看,余额 V1、V2 的值是 100 万,余额 V3 的值是 200万。

这四种隔离级别具体是如何实现的呢?

  • 对于「读未提交」隔离级别的事务来说,因为可以读到未提交事务修改的数据,所以直接读取最新的数据就好了;
  • 对于「串行化」隔离级别的事务来说,通过加读写锁的方式来避免并行访问;
  • 对于「读提交」和「可重复读」隔离级别的事务来说,它们是通过 Read View 来实现的,它们的区别在于创建 Read View 的时机不同,大家可以把 Read View 理解成一个数据快照,就像相机拍照那样,定格某一时刻的风景。 「读提交」隔离级别是在「每个语句执行前」都会重新生成一个 Read View,而「可重复读」隔离级别是「启动事务时」生成一个 Read View,然后整个事务期间都在用这个 Read View

Read View 在 MVCC 里如何工作的?

我们需要了解两个知识:

  • Read View 中四个字段作用;
  • 聚簇索引记录中两个跟事务有关的隐藏列;

那 Read View 到底是个什么东西?

Read View 有四个重要的字段:

  • m_ids :指的是在创建 Read View 时,当前数据库中「活跃事务」的事务 id 列表,注意是一个列表, “活跃事务”指的就是,启动了但还没提交的事务
  • min_trx_id :指的是在创建 Read View 时,当前数据库中「活跃事务」中事务 id 最小的事务,也就是 m_ids 的最小值。
  • max_trx_id :这个并不是 m_ids 的最大值,而是创建 Read View 时当前数据库中应该给下一个事务的 id 值,也就是全局事务中最大的事务 id 值 + 1;
  • creator_trx_id :指的是创建该 Read View 的事务的事务 id

知道了 Read View 的字段,我们还需要了解聚簇索引记录中的两个隐藏列。

假设在账户余额表插入一条小林余额为 100 万的记录,然后我把这两个隐藏列也画出来,该记录的整个示意图如下:

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对于使用 InnoDB 存储引擎的数据库表,它的聚簇索引记录中都包含下面两个隐藏列:

  • trx_id,当一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时,就会把该事务的事务 id 记录在 trx_id 隐藏列里
  • roll_pointer,每次对某条聚簇索引记录进行改动时,都会把旧版本的记录写入到 undo 日志中,然后这个隐藏列是个指针,指向每一个旧版本记录,于是就可以通过它找到修改前的记录。

在创建 Read View 后,我们可以将记录中的 trx_id 划分这三种情况:

一个事务去访问记录的时候,除了自己的更新记录总是可见之外,还有这几种情况:

  • 如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的 min_trx_id 值,表示这个版本的记录是在创建 Read View 已经提交的事务生成的,所以该版本的记录对当前事务可见

  • 如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的 max_trx_id 值,表示这个版本的记录是在创建 Read View 才启动的事务生成的,所以该版本的记录对当前事务不可见

  • 如果记录的 trx_id 值在 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间,需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中:

    • 如果记录的 trx_id  m_ids 列表中,表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着(还没提交事务),所以该版本的记录对当前事务不可见
    • 如果记录的 trx_id 不在 m_ids列表中,表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交,所以该版本的记录对当前事务可见

这种通过「版本链」来控制并发事务访问同一个记录时的行为就叫 MVCC(多版本并发控制)。

可重复读是如何工作的?

可重复读隔离级别是启动事务时生成一个 Read View,然后整个事务期间都在用这个 Read View

假设事务 A (事务 id 为51)启动后,紧接着事务 B (事务 id 为52)也启动了,那这两个事务创建的 Read View 如下:

事务 A 和 事务 B 的 Read View 具体内容如下:

  • 在事务 A 的 Read View 中,它的事务 id 是 51,由于它是第一个启动的事务,所以此时活跃事务的事务 id 列表就只有 51,活跃事务的事务 id 列表中最小的事务 id 是事务 A 本身,下一个事务 id 则是 52。
  • 在事务 B 的 Read View 中,它的事务 id 是 52,由于事务 A 是活跃的,所以此时活跃事务的事务 id 列表是 51 和 52,活跃的事务 id 中最小的事务 id 是事务 A,下一个事务 id 应该是 53。

接着,在可重复读隔离级别下,事务 A 和事务 B 按顺序执行了以下操作:

  • 事务 B 读取小林的账户余额记录,读到余额是 100 万;
  • 事务 A 将小林的账户余额记录修改成 200 万,并没有提交事务;
  • 事务 B 读取小林的账户余额记录,读到余额还是 100 万;
  • 事务 A 提交事务;
  • 事务 B 读取小林的账户余额记录,读到余额依然还是 100 万;

接下来,跟大家具体分析下。

事务 B 第一次读小林的账户余额记录,在找到记录后,它会先看这条记录的 trx_id,此时发现 trx_id 为 50,比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值(51)还小,这意味着修改这条记录的事务早就在事务 B 启动前提交过了,所以该版本的记录对事务 B 可见的,也就是事务 B 可以获取到这条记录。

接着,事务 A 通过 update 语句将这条记录修改了(还未提交事务),将小林的余额改成 200 万,这时 MySQL 会记录相应的 undo log,并以链表的方式串联起来,形成版本链,如下图:

你可以在上图的「记录的字段」看到,由于事务 A 修改了该记录,以前的记录就变成旧版本记录了,于是最新记录和旧版本记录通过链表的方式串起来,而且最新记录的 trx_id 是事务 A 的事务 id(trx_id = 51)。

然后事务 B 第二次去读取该记录,发现这条记录的 trx_id 值为 51,在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间,则需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内,判断的结果是在的,那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的,这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录,直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录,所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录,也就是小林余额是 100 万的这条记录。

最后,当事物 A 提交事务后,由于隔离级别时「可重复读」,所以事务 B 再次读取记录时,还是基于启动事务时创建的 Read View 来判断当前版本的记录是否可见。所以,即使事物 A 将小林余额修改为 200 万并提交了事务, 事务 B 第三次读取记录时,读到的记录都是小林余额是 100 万的这条记录

就是通过这样的方式实现了,「可重复读」隔离级别下在事务期间读到的记录都是事务启动前的记录

读提交是如何工作的?

读提交隔离级别是在每次读取数据时,都会生成一个新的 Read View

也意味着,事务期间的多次读取同一条数据,前后两次读的数据可能会出现不一致,因为可能这期间另外一个事务修改了该记录,并提交了事务。

那读提交隔离级别是怎么工作呢?我们还是以前面的例子来聊聊。

假设事务 A (事务 id 为51)启动后,紧接着事务 B (事务 id 为52)也启动了,接着按顺序执行了以下操作:

  • 事务 B 读取数据(创建 Read View),小林的账户余额为 100 万;
  • 事务 A 修改数据(还没提交事务),将小林的账户余额从 100 万修改成了 200 万;
  • 事务 B 读取数据(创建 Read View),小林的账户余额为 100 万;
  • 事务 A 提交事务;
  • 事务 B 读取数据(创建 Read View),小林的账户余额为 200 万;

那具体怎么做到的呢?我们重点看事务 B 每次读取数据时创建的 Read View。前两次 事务 B 读取数据时创建的 Read View 如下图:

我们来分析下为什么事务 B 第二次读数据时,读不到事务 A (还未提交事务)修改的数据?

事务 B 在找到小林这条记录时,会看这条记录的 trx_id 是 51,在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间,接下来需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内,判断的结果是在的,那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的,这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是,沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录,直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录,所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录,也就是小林余额是 100 万的这条记录。

我们来分析下为什么事务 A 提交后,事务 B 就可以读到事务 A 修改的数据?

在事务 A 提交后,由于隔离级别是「读提交」,所以事务 B 在每次读数据的时候,会重新创建 Read View,此时事务 B 第三次读取数据时创建的 Read View 如下:

事务 B 在找到小林这条记录时,会发现这条记录的 trx_id 是 51,比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值(52)还小,这意味着修改这条记录的事务早就在创建 Read View 前提交过了,所以该版本的记录对事务 B 是可见的

正是因为在读提交隔离级别下,事务每次读数据时都重新创建 Read View,那么在事务期间的多次读取同一条数据,前后两次读的数据可能会出现不一致,因为可能这期间另外一个事务修改了该记录,并提交了事务。