Session 24 事务的隔离级别与MVCC

每个客户端与服务器连接上之后，就可以称之为一个会话（Session），每个客户端都可以在自己的会话中向服务器发出请求语句。

在事务简介的章节中我们说过事务有一个称之为隔离性的特性，理论上在某个事务对某个数据进行访问时，其他事务应该进行排队，当该事务提交之后，其他事务才可以继续访问这个数据。但是这样子的话对性能影响太大，我们既想保持事务的隔离性，又想让服务器在处理访问同一数据的多个事务时性能尽量高些，鱼和熊掌不可得兼，舍一部分隔离性而取性能者也。

事务并发执行遇到的问题

我们先得看一下访问相同数据的事务在不保证串行执行的情况下，可能会出现哪些问题：

==脏写==（Dirty Write）

如果一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据，那就意味着发生了脏写，示意图如下：

image-20230909134018833

那么Session A中的更新也将不复存在，这种现象就称之为脏写。

==脏读==（Dirty Read）

如果一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据，那就意味着发生了脏读，示意图如下：

image-20230909134119834

==不可重复读==（Non-Repeatable Read）

如果一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事务都能查询得到最新值，那就意味着发生了不可重复读，示意图如下：

image-20230909135843389

==幻读==（Phantom）

如果一个事务先根据某些条件查询出一些记录，之后另一个事务又向表中插入了符合这些条件的记录，原先的事务再次按照该条件查询时，能把另一个事务插入的记录也读出来，那就意味着发生了幻读，示意图如下：

image-20230909135956508

那如果Session B中是删除了一些符合number > 0的记录而不是插入新记录，那Session A中之后再根据number > 0的条件读取的记录变少了，这种现象算不算幻读呢？明确说一下，这种现象不属于幻读，幻读强调的是一个事务按照某个相同条件多次读取记录时，后读取时读到了之前没有读到的记录。

SQL标准中的四种隔离级别

我们给这些问题按照严重性来排一下序：

脏写 > 脏读 > 不可重复读 > 幻读

我们上面所说的舍弃一部分隔离性来换取一部分性能在这里就体现在：设立一些隔离级别，隔离级别越低，越严重的问题就越可能发生。有一帮人（并不是设计MySQL的大佬们）制定了一个所谓的SQL标准，在标准中设立了4个隔离级别：

  • READ UNCOMMITTED：未提交读。
  • READ COMMITTED：已提交读。
  • REPEATABLE READ：可重复读。
  • SERIALIZABLE：可串行化。

  SQL标准中规定，针对不同的隔离级别，并发事务可以发生不同严重程度的问题，具体情况如下：

隔离级别 脏读 不可重复读 幻读
READ UNCOMMITTED Possible Possible Possible
READ COMMITTED Not Possible Possible Possible
REPEATABLE READ Not Possible Not Possible Possible
SERIALIZABLE Not Possible Not Possible Not Possible

也就是说：

  • READ UNCOMMITTED隔离级别下，可能发生脏读、不可重复读和幻读问题。
  • READ COMMITTED隔离级别下，可能发生不可重复读和幻读问题，但是不可以发生脏读问题。
  • REPEATABLE READ隔离级别下，可能发生幻读问题，但是不可以发生脏读和不可重复读的问题。
  • SERIALIZABLE隔离级别下，各种问题都不可以发生。

脏写是怎么回事儿？怎么里边都没写呢？这是因为脏写这个问题太严重了，不论是哪种隔离级别，都不允许脏写的情况发生。

MySQL中支持的四种隔离级别

不同的数据库厂商对SQL标准中规定的四种隔离级别支持不一样，比方说Oracle就只支持READ COMMITTED和SERIALIZABLE隔离级别。MySQL虽然支持4种隔离级别，但与SQL标准中所规定的各级隔离级别允许发生的问题却有些出入，MySQL在REPEATABLE READ隔离级别下，是可以禁止幻读问题的发生的（关于如何禁止我们之后会详细说明的）。

**MySQL的默认隔离级别为REPEATABLE READ**，我们可以手动修改一下事务的隔离级别。

1
2
3
4
5
6
7
8
9
SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL level;
/*
level: {
     REPEATABLE READ
   | READ COMMITTED
   | READ UNCOMMITTED
   | SERIALIZABLE
}
*/

在SET关键字后可以放置GLOBAL关键字、SESSION关键字或者什么都不放，这样会对不同范围的事务产生不同的影响：

  • 使用GLOBAL关键字（在全局范围影响）：只对执行完该语句之后产生的会话起作用
  • 使用SESSION关键字（在会话范围影响）：对当前会话的所有后续的事务有效
  • 上述两个关键字都不用：只对当前会话中下一个即将开启的事务有效

要查看当前会话默认的隔离级别可以通过查看系统变量transaction_isolation的值来确定。

1
2
SHOW VARIABLES LIKE 'transaction_isolation';
SELECT @@transaction_isolation;

MVCC原理

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如下所示：

image-20230909150750236

假设之后两个事务id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作，操作流程如下：

image-20230909150808072

InnoDB使用锁来保证不会有脏写情况的发生（也就是不能在两个事务中交叉更新同一条记录）

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操作对应的undo日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些undo日志都连起来，串成一个链表：

image-20230909150921751

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，所有的版本都会被roll_pointer属性连接成一个链表，我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，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id。

ReadView

对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了；对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来说，设计InnoDB的大佬规定使用加锁的方式来访问记录（加锁是什么我们后续文章中说）。

对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录（即防止脏读），也就是说假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是：需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的。为此，设计InnoDB的大佬提出了一个ReadView的概念，这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容：

  • m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
  • min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中的最小值。
  • max_trx_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值。
  • creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id。

我们前面说过，只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0

有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下面的步骤判断记录的某个版本是否可见：

  • 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的trx_id属性值大于ReadView中的max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_ids列表中，如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问；如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。

如果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，继续按照上面的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果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完全不可见，查询结果就不包含该记录。

（原文有精彩的演示，这里不展开篇幅）

在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同：READ COMMITTD在每一次进行普通SELECT操作前都会生成一个ReadView，而REPEATABLE READ只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView就好了。其实就像是在生成ReadView的那个时刻做了一次时间静止（就像用相机拍了一个快照），查询语句只能读到在生成ReadView之前已提交事务所做的更改。

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操作时访问记录的版本链的过程，这样子可以使不同事务的读-写、写-读操作并发执行，从而提升系统性能。

关于purge

  • 我们说insert undo在事务提交之后就可以被释放掉了，而update undo由于还需要支持MVCC，不能立即删除掉。
  • 为了支持MVCC，对于delete mark操作来说，仅仅是在记录上打一个删除标记，并没有真正将它删除掉。

随着系统的运行，在确定系统中包含最早产生的那个ReadView的事务不会再访问某些update undo日志以及被打了删除标记的记录后，有一个后台运行的purge线程会把它们真正的删除掉。

补充：

undo日志除了在事务回滚中发挥作用外，也是mvcc的核心部分。通过它可以知道某条记录的历史事务数据（注意，undo日志不一定需要记录完整的历史数据），一定要理解三种类型的undo日志是如何发挥作用的。