MySQL事务的隔离级别与MVCC详解

一、事务的隔离级别

先创建一个表：

#主键命名为number，而不是id，是想和后边要用到的事务id做区别
CREATE TABLE hero (
number INT,
name VARCHAR(100),
country varchar(100),
PRIMARY KEY (number)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

INSERT INTO hero VALUES(1, '刘备', '蜀');

对于同一个服务器来说，可以有若干个客户端与之连接，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 ）。
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。而我们既要保持事务的隔离性，又要让服务器在处理访问同一数据的多个事务时性能尽量高（舍弃一部分隔离性来换取一部分性能）。

1. 事务并发执行遇到的问题

①脏写：
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。
在这里插入图片描述
如果之后 Session B 中的事务进行了回滚，那么 Session A 中的更新也将不复存在。

②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，那就意味着发生了脏读。

③不可重复读：
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。
在这里插入图片描述
④幻读：
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。
在这里插入图片描述

对于先前已经读到的记录，之后又读取不到这种情况，算什么呢？
这相当于对每一条记录都发生了不可重复读的现象。幻读只是重点强调了读取到了之前读取没有获取到的记录。

2. 事务的4种隔离级别

按照事务并发执行遇到的问题的严重性来排序：脏写 > 脏读 > 不可重复读 > 幻读

之前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。

SQL标准中设立了4个隔离级别

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

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

SERIALIZABLE隔离级别下，各种问题都不可以发生。

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的默认隔离级别为REPEATABLE READ

设置隔离级别：

SET [GLOBAL|SESSION] TRANSACTION ISOLATION LEVEL level;
/*level: {
    REPEATABLE READ
  | READ COMMITTED
  | READ UNCOMMITTED
  | SERIALIZABLE
  }*/

二、MVCC原理

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。

1. 版本链

对于使用InnoDB存储引擎的表来说，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列（row_id并不是必要的，我们创建的表中有主键或者非NULL的UNIQUE键时都不会包含 row_id 列）：

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trx_id ：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的事务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，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。

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。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。

2. 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，规定使用加锁的方式来访问记录。
对于使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录，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，提出了一个ReadView的概念，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。

注意max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比方说现在有id为1，2，3这三个事务，之后id为3的事务提交了。那么一个新的读事务在生成ReadView时，m_ids就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4。

creator_trx_id ：表示生成该 ReadView 的事务的事务id。

利用ReadView判断记录的某个版本是否可见的步骤：

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。

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 COMMITTED —— 每次读取数据前都生成一个ReadView
REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView。

在执行DELETE语句或者更新主键的UPDATE语句并不会立即把对应的记录完全从页面中删除，而是执行一个所谓的delete mark操作，相当于只是对记录打上了一个删除标志位，这主要就是为MVCC服务的。

MVCC只在进行普通的SEELCT查询时才生效。