前言

在和数据库打交道，事务总是绕不开的。简单说，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。MySQL 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，这也是 MyISAM 被 InnoDB 取代的重要原因之一。

隔离性与隔离级别

事务具有四大特性，也就是常说的ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性），这里打算说说隔离性。

当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题，为了解决这些问题，就有了“隔离级别”的概念。

隔离级别越高，效率就会越低。 SQL的事务隔离级别包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和串行化（serializable ）。

• 读未提交，一个事务还没提交时，它做出的变更就能被其他事务看到
• 读提交，一个事务提交之后，它做出的变更才能被其他事务看到
• 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。在这个级别下，未提交的变更对其他事务也是不可见的。
• 串行化，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。

下面对这几种隔离级别进行简单解释。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的两个事务的行为。

在不同的隔离级别下，图中V1、V2、V3会得到不同的值

• 若隔离级别是“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。
• 若隔离级别是“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。
• 若隔离级别是“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。
• 若隔离级别是“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。

在实际实现上，数据库会创建一个视图，访问得到的就是视图的逻辑结果。在“可重复读”这个隔离级别下，视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都是用这个视图；在“读提交”，视图是在每个SQL语句开始执行之后创建的；在“读未提交”这个隔离级别下，没有视图的概念，直接返回记录的最新值；在“串行化”隔离级别下，则是直接使用加锁的方式来避免并行访问

事务隔离的实现

在 MySQL 中，实际上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（undo log） 里面就会有类似下面的记录。

当前值为4，但是不同时刻启动的事务会有不同的read-view。在视图 A、B、C 里面，这一个记录的值分别是 1、2、4，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）。即使现在有另外一个事务正在将 4 改成 5，这个事务跟 read-view A、B、C 对应的事务是不会冲突的。

但是回滚日志（undo log）不可能一直保留，系统会进行判断，在不需要的时候将回滚日志删除，当系统中没有比这个回滚日志更早的read view时，意味着这个回滚日志可以被删除了。（也就是没有事务使用比当前回滚日志更早的回滚日志了）

因此，就衍生出一个问题，尽量不要使用长事务。 长事务意味着系统里会存在很多老的事务视图，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。

事务的启动方式

MySQL的事务启动方式有如下几种：

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。

有些客户端连接框架会默认连接成功后先执行一个 set autocommit=0 的命令。这就导致接下来的查询都在事务中，如果是长连接，就导致了意外的长事务。所以建议使用set autocommit=1，并用显式语句来启动事务。

也可以使用commit work and chain的语法，在 autocommit 为 1 的情况下，用 begin 显式启动的事务，如果执行 commit 则提交事务。如果执行 commit work and chain，则是提交事务并自动启动下一个事务。

事务是隔离还是不隔离的？

在阅读这部分之前，需要对行锁有相应的了解→小土地庙

前面说过，在可重复读隔离级别下，事务T启动时会创建一个视图read-view。之后事务执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务T看到的数据仍然和刚启动时一样。但在锁的篇章中说过，一个事务要更新一行，如果另一个事务拥有这行的行锁，此时事务就会被锁住进入等待状态。那么此时就有出现一个问题： 等这个事务获取到行锁要更新数据时，它读到的值又是什么？

下面给出一张表和事务的执行顺序。

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `k` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句，事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务，可以使用 start transaction with consistent snapshot 这个命令。

第一种启动方式，一致性视图是在第执行第一个快照读语句时创建的； 第二种启动方式，一致性视图是在执行 start transaction with consistent snapshot 时创建的。

对于表中的事务C，语句本身就是一个事务，语句完成后就会自动提交。

这个事务组的执行结果为： **事务B查到的k值为3，事务A查到的k值为1。**产生这种结果，是因为MySQL中存在两种“视图”的概念：

• 一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ，而它的查询方法与表一样。
• 另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，即consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。

“快照”在MVCC中怎么工作的

在可重复读级别下，事务启动就“拍了个快照”，这个快照是基于整库的。下面来看这个快照是怎么实现的。

InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。如图，就是数据被事务连续更新的状态。

图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。图中的虚线箭头也就是前文提到的 回滚日志（undo log）。实际上，V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的。比如，需要 V2 的时候，就是通过 V4 依次执行 U3、U2 算出来。

按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。在实现上，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。 这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。而数据版本的可见性规则，就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

这个视图数组把所有的 row trx_id 分成了几种不同的情况。

这样，对于事务启动瞬间来说，一个数据版本的row trx_id，有以下几种可能：

1. 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
2. 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；
3. 如果落在黄色部分，那就包括两种情况
   • a. 若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
   • b. 若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

个人理解：

事务开始时创建的是启动了还没提交的事务ID，低水位是数组里面事务ID最小值，高水位为系统已经创建过的事务ID的最大值+1。图中的黄色部分就是为每个事务创建的一致性视图。

对于每个数据的版本来说，它携带有一个事务ID，而这个事务ID是有可能落在图中三个区间中的任何一个的，如果事务ID，小于低水位，说明事务提交了，肯定可见；如果大于高水位，说明事务未开始，肯定不可见；如果在两个水位之间，就要判断是否在数组之中，如果在数组之中，那么说明事务未提交，如果不在数组之中，说明事务在当前事务启动时已经提交了。

对于上文数据行变更图中的数据来说，如果有一个事务，它的低水位是18，那么当它访问这一行数据时，就会从V4通过U3计算出V3，所以在它看来，这一行的值是11。

案例分析

接下来，分析下一开始图中的事务A的语句返回的结果，为什么是k=1。

这里，我们不妨做如下假设：

1. 事务A开始前，系统里面只有一个活跃事务ID是99；
2. 事务A、B、C的版本号分别是100、101、102，且当前系统里只有这四个事务；
3. 三个事务开始前，(1,1）这一行数据的row trx_id是90。

这样，事务A的视图数组就是[99,100], 事务B的视图数组是[99,100,101], 事务C的视图数组是[99,100,101,102]。去除其他干扰语句如下图：

更新逻辑

这里可能会存在疑问，事务B的update语句，如果按照一致性读，好像结果不对哦？

图中中，事务B的视图数组是先生成的，之后事务C才提交，不是应该看不见(1,2)吗，怎么能算出(1,3)来？

是的，如果事务B在更新之前查询一次数据，这个查询返回的k的值确实是1。但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务C的更新就丢失了。因此，事务B此时的set k=k+1是在（1,2）的基础上进行的操作。

所以，这里就用到了这样一条规则：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。

当遇到更新语句时，此时不管事务ID是否可见，都要使用最新版本的数据，但是

因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是(1,2)，更新后生成了新版本的数据(1,3)，这个新版本的row trx_id是101。所以，在执行事务B查询语句的时候，一看自己的版本号是101，最新数据的版本号也是101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的k的值是3。

这里我们提到了一个概念，叫作当前读。其实，除了update语句外，select语句如果加锁，也是当前读。

所以，如果把事务A的查询语句select * from t where id=1修改一下，加上lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是101的数据，返回的k的值是3。下面这两个select语句，就是分别加了读锁（S锁，共享锁）和写锁（X锁，排他锁）。

案例进阶

再往前一步，假设事务C不是马上提交的，而是变成了下面的事务C’，会怎么样呢？

事务C’的不同是，更新后并没有马上提交，在它提交前，事务B的更新语句先发起了。前面说过了，虽然事务C’还没提交，但是(1,2)这个版本也已经生成了，并且是当前的最新版本。那么，事务B的更新语句会怎么处理呢？

这时候，因为事务C’没提交，也就是说(1,2)这个版本上的写锁还没释放。而事务B是当前读，必须要读最新版本，而且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务C’释放这个锁，才能继续它的当前读。

到这里，我们把一致性读、当前读和行锁就串起来了。

最后的总结

现在，我们再回到文章开头的问题：事务的可重复读的能力是怎么实现的？

可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。

而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：

• 在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图；
• 在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。

那么，我们再看一下，在读提交隔离级别下，事务A和事务B的查询语句查到的k，分别应该是多少呢？

这里需要说明一下，“start transaction with consistent snapshot; ”的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照。所以，在读提交隔离级别下，这个用法就没意义了，等效于普通的start transaction。

下面是读提交时的状态图，可以看到这两个查询语句的创建视图数组的时机发生了变化，就是图中的read view框。

这时，事务A的查询语句的视图数组是在执行这个语句的时候创建的，时序上(1,2)、(1,3)的生成时间都在创建这个视图数组的时刻之前。但是，在这个时刻：

• (1,3)还没提交，属于情况1，不可见；
• (1,2)提交了，属于情况3，可见。

所以，这时候事务A查询语句返回的是k=2。

显然地，事务B查询结果k=3。

参考

1. MySQL实战45讲03——事务隔离：为什么你改了我还看不见?
2. MySQL实战45讲08——事务到底是隔离还是不隔离的？