事务隔离实现原理

记录一下事务隔离性是怎么实现的呢？

一、事务的隔离级别

1.Read Uncommitted（未提交读）：一个事务可以读取到其他事务未提交的数据，会出现脏读，所以叫做 RU，它没有解决任何的问题。

2.Read Committed（已提交读），也就是一个事务只能读取到其他事务已提交的数据，不能读取到其他事务未提交的数据，它解决了脏读的问题，但是会出现不可重复读的问题。

3.Repeatable Read (可重复读)，它解决了不可重复读的问题，也就是在同一个事务里面多次读取同样的数据结果是一样的，但是在这个级别下，没有定义解决幻读的问题。

4.Serializable（串行化） ，在这个隔离级别里面，所有的事务都是串行执行的，也就是对数据的操作需要排队，已经不存在事务的并发操作了，所以它解决了所有的问题

Mysql的默认隔离级别是Repeatable read（重复读）。

二、实现方式

有两大类的方案 ，LBCC与MVCC。

Lock Based Concurrency Control（LBCC）：要保证前后两次读取数据一致，那么读取数据的时候，锁定要操作的数据，不允许其他的事务修改。而大多数应用都是读多写少的，这样会极大地影响操作数据的效率

MVCC：一种多版本并发控制机制，基于数据的多版本去进行控制，无锁化的设计方案。

三、MVCC具体怎么实现隔离性的呢？

其实是A事务开启第一条语句的时候，就分配使用了一个版本的快照版本号，后面多次查询都是用的那个快照，别的事务修改了干扰不到A。

但要注意的是，如果A事务里两次查询之间有update（或update和delete），那么A里面就会加载新的快照，就不是上面那个效果了，是为了维护数据精准性。MVCC是为了提高并发效率，而这里更新到最新是为了维持精确。

一句话读各自快照，更新数据的话大家互相更新下。insert、update和delete会更新版本号

四、MVCC本身怎么实现的呢？

1 多个版本的行数据

InnoDB中记录数据的基本单位为页（InnoDB Page，默认16KB），页的类型有有多种的，比如**存储当前数据的数据页（B-Tree Node）、存储逻辑回滚/备份数据的undo 页（Undo Log Page）**等。

当执行insert/update/delete等写操作时，除了要修改对应数据页之外，还会对之前的数据进行备份（记录至undo页中）。如果事务需要回滚，找到对应的undo 记录进行应用回滚即可。

注意：哪怕事务尚未提交，写操作也会立即修改当前的数据页。所以回滚要到undo log中找。

多出的事务id字段

行数据是会有多个版本的（当前数据页 + undo页），为了区分各个版本的数据，每一行记录都会额外多出一个隐藏的版本号字段（trx_id），trx_id即对应创建此记录时事务id。（底层只有创建啥的）

每个事务都能分配到一个全局递增的事务id（trx_id），当该事务进行写操作时，会将该值一并写入行记录中

多出的roll_pointer字段

还会多出roll_pointer字段，用来存修改之前那个条内容的地址

因为每次修改都会把老版本写入undo日志中，这个roll_pointer就是存了一个上个版本指针，它指向这条聚簇索引记录的上一个版本的位置，这样就形成了一个版本链

示例：

当前事务id=20，更新：[set name=lisi where id = 1]

1. 找到对应记录的所在记录页；
2. 修改记录为：[id=1, name=lisi, trx_id=20]
   同时生成undo log：[log_type="update", id=1, name=zhangsan, trx_id=10]

回滚时：找到undo log进行应用，反向更新数据回 [id=1, name=zhangsan, trx_id=10]

2.事务快照

如果我们给数据库中的事务拍一张照片的话，我们会看到：在拍照的那一瞬间，有的事务已经提交，有的正在运行中，有的事务尚未开始：

​

事务快照，黑色表示事务已提交

当隔离级别为【可重复读】时：已经提交的则看得见（图中黑色），还没提交的自然就看不见，否则就是脏读了。

在【可重复读】隔离级别下，一旦触发快照后，这个快照会一直存在，直至事务结束。哪些事务已提交，哪些没提交，也会在这一瞬间定格。这也就保证了我们永远都在同一张照片里面“找”数据，从而保证了【可重复读】。

【可重复读】隔离级别下，事务快照的触发时机主要有：

• 开启事务后（begin/start transaction;），执行第一条常规读SQL（select）时；
• 开启事务时，直接开启快照：start transaction with consistent snapshot.

原理总结

总的来说就是根据当前的事务id，和read-view（当前已经提交的最大事物id（max_id）和未提交事务里最小id（min_id））。然后去版本链里比对，找出符合可重复读的记录。

五、幻读问题

MVCC有的情况下可以解决，但是有的情况下解决不了

1.可以解决的情况

mysql里面实际上有两种读，一种是“快照读”，比如我们使用*select进行查询，就是快照读，在快照读的情况下是可以解决幻读的问题的。使用的就是MVCC

多数数据库都实现了多版本并发控制，并且都是靠保存数据快照来实现的。

事务每次取数据的时候都会取创建版本小于当前事务版本的数据，以及过期版本大于当前版本的数据。

原理：将历史数据存一份快照，所以其他事务增加与删除数据，对于当前事务来说是不可见的。

2.MVCC不可以解决的情况

另外一种读是：“当前读”。对于会对数据修改的操作(update、insert、delete)都是采用当前读的模式，当前读，都会读取最新的快照数据（修改操作会触发去读最新快照）

3.next-key 锁解决幻读

next-key 锁包含两部分

1. 记录锁（行锁）

2. 间隙锁

记录锁是加在索引上的锁，间隙锁是加在索引之间的。

原理：将当前数据行与上一条数据和下一条数据之间的间隙锁定，保证此范围内读取的数据是一致的。

比如update加范围，锁住这个范围

间隙锁在Session_1下面执行update account set name =‘zhuge’ where id > 10 and id <=20;，则其他Session没法在这个范围所包含的间隙里插入或修改任何数据 。不过没索引的话，会升级成表锁。