事务的隔离性

事务就是要保证一组数据库操作,要么全部成功,要么全部失败。在 MySQL中,事务支持是在引擎层实现的。比如 MySQL 原生的MyISAM 引擎不支持事务。

多并发会出现的问题

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

SQL隔离级别

  • 读未提交:一个事务还没提交时,它做的变更就能被别的事务看到。
  • 读提交:一个事务提交之后,它做的变更才会被其他事务看到。
  • 可重复读:一个事务执行过程中看到的数据,总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下,未提交变更对其他事务也是不可见的。
  • 串行化:顾名思义是对于同一行记录,“写”会加“写锁”,“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候,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:

隔离水平排序

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:

不同的隔离级别的现象

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。

隔离级别解释

假设数据表 T 中只有一列,其中一行的值为 1,下面是按照时间顺序执行两个事务的行为。

create table T(c int) engine=InnoDB;
insert into T(c) values(1);

事务隔离:案例

  • “读未提交”:则 V1 的值就是 2。这时候事务 B 虽然还没有提交,但是结果已经被 A 看到了。因此,V2、V3 也都是 2。
  • “读提交”,则 V1 是 1,V2 的值是 2。事务 B 的更新在提交后才能被 A看到。所以, V3 的值也是 2。
  • “可重复读”,则 V1、V2 是 1,V3 是 2。之所以 V2 还是 1,遵循的就是这个要求:事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。
  • “串行化”,则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候,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,V1、V2 值是 1,V3 的值是 2。

事务隔离的实现

多版本并发控制(MVCC)

每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值,通过回滚操作,都可以得到前一个状态的值。
假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4,在回滚日志里面就会有类似下面的记录。

事务隔离:版本链

为什么不要用长事务

长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据,所以这个事务提交之前,数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留,这就会导致大量占用存储空间

长事务还占用锁资源,也可能拖垮整个库。

可重复读隔离级别具体实现

Read View 中四个字段作用

  • m_ids :指的是创建 Read View 时当前数据库中活跃且未提交的事务的事务 id 列表,注意是一个列表。
  • min_trx_id :指的是创建 Read View 时当前数据库中活跃且未提交的事务中最小事务的事务 id,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
  • creator_trx_id :指的是创建该 Read View 的事务的事务 id

ReadView字段

聚族索引记录中的两个隐藏列

聚族索引记录中的两个隐藏列

对于使用 InnoDB 存储引擎的数据库表,它的聚族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族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,每次对某条聚族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。

具体实现

AB的ReadVied

事务 A 和 事务 B 的 Read View 具体内容如下:

  • A:它的事务 id 是 51,由于与事务 B 同时启动,所以此时活跃的事务的事务 id 列表是 51 和 52,活跃的事务 id 中最小的事务 id 是事务 A 本身,下一个事务 id 应该是 53。
  • B:它的事务 id 是 52,由于与事务 A 同时启动,所以此时活跃的事务的事务 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。
  1. 事务 A 可以获取到这条记录:然后让事务 A 去读值1的记录,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,通过和事务 A 的 Read View 的 m_ids 字段发现,该记录的事务 id 并不在活跃事务的列表中,并且小于事务 A 的事务 id,这意味着,这条记录的事务早就在事务 A 前提交过了,所以该记录对事务 A 可见,也就是事务 A 可以获取到这条记录。

  2. 事务 B 通过 update 语句修改这条记录

    值1从1变成2,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:

    由于事务 B 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 B 的事务 id。

    实现:版本链

  3. 事务 A 再次读取该记录发现这条记录的 trx_id 为 52,比自己的事务 id 还大,并且比下一个事务 id 53 小,这意味着,事务 A 读到是和自己同时启动事务的事务 B 修改的数据,这时事务 A 并不会读取这条记录,而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录,直到找到 trx_id 等于或者小于事务 A 的事务 id 的第一条记录,所以事务 A 再一次读取到 trx_id 为 50 的记录。

总结:

「可重复读」隔离级别就是在启动时创建了 Read View,然后在事务期间读取数据的时候,在找到数据后,先会将该记录的 trx_id 和该事务的 Read View 里的字段做个比较:

  • 如果记录的 trx_id 比该事务的 Read View 中的 creator_trx_id 要小,且不在 m_ids 列表里,这意味着这条记录的事务早就在该事务前提交过了,所以该记录对该事务可见;
  • 如果记录的 trx_id 比该事务的 Read View 中的 creator_trx_id 要大,且在 m_ids 列表里,这意味着该事务读到的是和自己同时启动的另外一个事务修改的数据,这时就不应该读取这条记录,而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录,直到找到 trx_id 等于或者小于该事务 id 的第一条记录。

读提交隔离级别实现

「读提交」隔离级别是在每个 select 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。

事务 A 在找到小林这条记录时,会看这条记录的 trx_id,发现和事务 A 的 Read View 中的 creator_trx_id 要大,而且还在 m_ids 列表里,说明这条记录被事务 B 修改过,而且还可以知道事务 B 并没有提交事务,因为如果提交了事务,那么这条记录的 trx_id 就不会在 m_ids 列表里。因此,事务 A 不能读取该记录,而是沿着 undo log 链条往下找

对比

  • 「读提交」隔离级别是在每个 select 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。
  • 「可重复读」隔离级别是启动事务时生成一个 Rea d View,然后整个事务期间都在用这个 Read View,这样就保证了在事务期间读到的数据都是事务启动前的记录。

这两个隔离级别实现是通过「事务的 Read View 里的字段」和「记录中的两个隐藏列」的比对,来控制并发事务访问同一个记录时的行为

事务的启动方式

  1. 显式启动事务语句, begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit,回滚语句是 rollback。
  2. set autocommit=0,这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句,这个事务就启动了,而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句,或者断开连接。

参考

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