数据库事务和MVCC多版本并发控制

事务特性

Atomicity（原子性）

一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单位，整个事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚。
Consistency（一致性）

数据库总是从一个一致性状态转换到另一个一致性状态，事务执行之前和执行之后都必须处于一致性状态。
Isolation（隔离性）

通常来说，一个事务所做的修改在最终提交之前，对其它事务是不可见的。关于事务的隔离性，数据库提供了多种隔离级别。
Durability（持久性）

一旦事务提交，则其所做的修改就会永久保存到数据库中。即便是数据库系统遇到故障的情况下也不会丢失。

并发事务的问题

脏读

一个事务正在对一条记录进行修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态。这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。

时间	事务A	事务B
T1	开启事务	开启事务
T2	查询账户余额为1000
T3	充值500，余额修改为1500
T4		查询余额为1500
T5	撤销事务，余额改回1000
T6		汇入500，余额修改为2000
T7		提交事务

不可重复读

一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了变更、或者某些记录已经被删除了。

时间	事务A	事务B
T1	开启事务	开启事务
T2	select * from user where user_id=100 假设为小明的用户信息
T3		将user_id=100的用户信息对应的年龄修改为18
T4		提交事务
T5	再次查询发现用户的年龄变更了
T6	...
T7	提交事务

幻读

一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其它事务插入了满足其查询条件的新数据。

时间	事务A	事务B
T1	开启事务	开启事务
T2	select * from user where age=18 假设得到两条记录
T3		向user表插入一条age=18的新记录
T4		提交事务
T5	再次查询得到三条记录
T6	..
T7	提交事务

幻读和不可重复读的区别

不可重复读的重点是修改：在同一事务中，相同的条件，第一次和第二次读到的数据不一致（中间有其它事务提交了修改）。
幻读的重点是新增或者删除：在同一事务中，相同的条件，第一次和第二次读到的记录数不一样（中间有其它事务提交了新增或者删除）。

事务隔离级别

SQL标准定义了4类隔离级别，每一种级别都规定了一个事务中所做的修改，哪些在事务内和事务间是可见的，哪些是不可见的。

Read Uncommited

所有事务都可以看到其它未提交事务的执行结果，该隔离级别一般不会使用。

Read Committed（RC）

一个事务只能看到已经提交的事务所做的变更。

Repeatable Read（RR）

确保同一事务的多个实例在并发读取数据时会看到相同的数据行。

Serializable

完全串行化读，每次读都需要获得表级共享锁，读写相互阻塞。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
Read Uncommited	Yes	Yes	Yes
Read Committed	No	Yes	Yes
Repeatable Read	No	No	Yes
Serializable	No	No	No

并发事务解决方案

脏读、不可重复读和幻读都是数据库读一致性问题，需要由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。

（1）锁机制

解决写-写冲突问题。在读取数据前，对其加锁，防止其它事务对该数据进行修改。

悲观锁

往往依靠数据库提供的锁机制。
乐观锁

大多是基于数据版本记录机制来实现。

（2）MVCC多版本并发控制

解决读-写冲突问题。不用加锁，通过一定机制生成一个数据请求时间点时的一致性数据快照，并用这个快照来提供一定级别（语句级或事务级）的一致性读取。这样在读操作的时候不需要阻塞写操作，写操作时不需要阻塞读操作。

MVCC多版本并发控制

Mysql的大多数事务型存储引擎实现都不是简单的行级锁，基于并发性能考虑，一般都实现了MVCC多版本并发控制。MVCC是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。不管事务执行多长时间，事务看到的数据都是一致的。

读操作

读操作分成两类：快照读和当前读。

快照读：简单的select操作属于快照读，不加锁。

select * from table where ? ;

当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，需要加锁。

select * from table where ? lock in share mode ;
select * from table where ? for update ;
update table set ? where ? ;
delete from table where ? ;

数据存储

innodb存储引擎中，每行数据都包含了一些隐藏字段：DB_ROW_ID、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR和DELETE_BIT。

DB_TRX_ID：用来标识最近一次对本行记录做修改的事务的标识符，即最后一次修改本行记录的事务id。delete操作在内部来看是一次update操作，更新行中的删除标识位DELELE_BIT。
DB_ROLL_PTR：指向当前数据的undo log记录，回滚数据通过这个指针来寻找记录被更新之前的内容信息。
DB_ROW_ID：包含一个随着新行插入而单调递增的行ID, 当由innodb自动产生聚集索引时，聚集索引会包括这个行ID的值，否则这个行ID不会出现在任何索引中。
DELELE_BIT：用于标识该记录是否被删除。

数据操作

insert

创建一条记录，DB_TRX_ID为当前事务ID，DB_ROLL_PTR为NULL。
delete

将当前行的DB_TRX_ID设置为当前事务ID，DELELE_BIT设置为1。
update 复制一行，新行的DB_TRX_ID为当前事务ID，DB_ROLL_PTR指向上个版本的记录，事务提交后DB_ROLL_PTR设置为NULL。
select

1、只查找创建早于当前事务ID的记录，确保当前事务读取到的行都是事务之前就已经存在的，或者是由当前事务创建或修改的；

2、行的DELETE BIT为1时，查找删除晚于当前事务ID的记录，确保当前事务开始之前，行没有被删除。

一致性读

Mysql的一致性读是通过read view结构来实现。 read view主要是用来做可见性判断的，它维护的是本事务不可见的当前其他活跃事务。其中最早的事务ID为up_limit_id，最迟的事务ID为low_limit_id。

	trx_id_t	low_limit_id;
				/*!< The read should not see any transaction
				with trx id >= this value. In other words,
				this is the "high water mark". */
	trx_id_t	up_limit_id;
				/*!< The read should see all trx ids which
				are strictly smaller (<) than this value.
				In other words,
				this is the "low water mark". */
复制代码

如何理解low_limit_id

可以参考知乎这个答案来理解。low_limit_id应该是当前系统尚未分配的下一个事务ID（从这个语义来更容易理解），也就是目前已经出现过的事务ID的最大值+1。

MySQL 在 RC 隔离级别下是如何实现读不阻塞的？呵呵一笑百媚生的答案

可见性判断

假设要读取的行的最后提交事务id(即当前数据行的稳定事务id)为 trx_id，可见性比较过程如下：

trx_id < up_limit_id => 此记录的最后一次修改在read view创建之前，跳转到步骤5；
trx_id > low_limit_id => 此记录的最后一次修改在read view创建之后，跳转到步骤4；
up_limit_id <= trx_id <= low_limit_id => 从up_limit_id到low_limit_id进行遍历，如果trx_id等于他们之中的某个事务id的话，表示该记录的最后一次修改尚未保存，跳转到步骤4。否则跳转到步骤5；
从此记录的DB_ROLL_PTR指针所指向的undo log（此记录的上一次修改），将undo log的DB_TRX_ID赋值给trx_id，跳转到步骤1重新开始计算可见性；
如果此记录的DELELE_BIT为false，说明该记录未被删除，可以返回，否则不返回。

RR和RC隔离级别

Repeatable Read和Read Committed隔离级别都是基于read view来实现，不同之处在于：

Repeatable Read

read view是在执行事务中第一条select语句的瞬间创建，后续所有的select都是复用这个对象，所以能保证每次读取的一致性。（可重复读的语义）
Read Committed

事务中每条select语句都会创建read view，这样就可以读取到其它事务已经提交的内容。