【眼见为实】自己动手实践理解READ COMMITTED && MVCC

[READ COMMITTED]

首先设置数据库隔离级别为读已提交（READ COMMITTED）:

set global transaction isolation level READ COMMITTED ;
set session transaction isolation level READ COMMITTED ;

[READ COMMITTED]能解决的问题

我们来看一下为什么[READ COMMITTED]如何解决脏读的问题：

事务1：

START TRANSACTION;
① UPDATE users SET state=1 WHERE id=1;
② SELECT sleep(10);
ROLLBACK;

事务2：

START TRANSACTION;
① SELECT * FROM users WHERE id=1;
COMMIT;

事务1先于事务2执行。

事务1的执行信息：

[SQL 1]START TRANSACTION;
受影响的行: 0
时间: 0.001s

[SQL 2]
UPDATE users SET state=1 WHERE id=1;
受影响的行: 1
时间: 0.001s

[SQL 3]
SELECT sleep(10);
受影响的行: 0
时间: 10.000s

[SQL 4]
ROLLBACK;
受影响的行: 0
时间: 0.051s

事务2的执行信息：

[SQL 1]START TRANSACTION;
受影响的行: 0
时间: 0.001s

[SQL 2]
SELECT * FROM users WHERE id=1;
受影响的行: 0
时间: 0.005s

[SQL 3]
COMMIT;
受影响的行: 0
时间: 0.001s

最终结果：



结论：

读已提交[READ COMMITTED]隔离级别可以解决脏读的问题，但是貌似不是按照二级封锁协议解决的脏读问题。

分析：

因为读已提交[READ COMMITTED]隔离级别对应数据库的二级封锁协议。二级封锁协议在修改数据之前对其加X锁，直到事务结束释放X锁。读数据之前必须加S锁，读完即可释放S锁。因为事务1先执行修改，修改前申请持有X锁，事务结束释放X锁。持锁时间段为[SQL 2]开始前到[SQL 4]结束，持锁时间大约为10.056s。事务2在事务1之后进行读操作，按照二级封锁协议所说，事务2在读数据之前会申请持有S锁。但是事务1持有此数据的X锁，所以事务2必须等待事务1释放X锁，这个过程大约在10秒左右。但是我们通过事务2的执行信息可以看到执行查询的时间为0.005s，远远小于10秒。所以我们可以大胆推断Mysql的InnoDB引擎在[READ COMMITTED]隔离级别下对读操作没有加锁。但是[READ COMMITTED]隔离级别确实解决了脏读的问题，那么Mysql是怎么解决的脏读问题呢？

MVCC（多版本并发控制）

答案是多版本并发控制（MVCC），可以认为是行级锁的一个变种，但是它在很多情况下都避免了加锁操作，因此开销更低。实现了非堵塞的读操作，写操作也只需要锁定必要的行。

如果我们理解了MVCC的工作机制，也就可以理解[READ COMMITTED]隔离级别是如何解决脏读问题的。

MVCC具体是如下操作的：

SELECT

​ InnoDB会根据以下两个条件检查记录：

​ ①InnoDB只会查找版本早于当前事务版本的数据行（也就是，行的版本号小于或是等于事务的系统版本 号），这样可以确保数据读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或修改过的。

​ ②行的删除版本号要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。

​ 只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询结果。

INSERT

​ InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。

DELETE

​ InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。

UPDATE

​ InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。

Innodb为每行记录都实现了三个隐藏字段：

6字节的事务ID（DB_TRX_ID）

7字节的回滚指针（DB_ROLL_PTR）

隐藏的ID 6字节的事物ID用来标识该行所述的事务

事务1会执行如下操作：

①用排他锁锁定该行

②记录redo log

③把该行修改前的值Copy到undo log，即上图中下面的行

④修改当前行的值，填写事务编号，使回滚指针指向undo log中的修改前的行



如果事务1最后执行COMMIT操作，则什么操作都不用做。如果执行ROLLBACK操作，则需要通过回滚指针从undo log中还原修改前的数据。

read view 判断当前版本数据项是否可见

在InnoDB中，创建一个新事务的时候，InnoDB会将当前系统中的活跃事务列表（trx_sys->trx_list）创建一个副本（read view），副本中保存的是系统当前不应该被本事务看到的其他事务id列表。当用户在这个事务中要读取该行记录的时候，InnoDB会将该行当前的版本号与该read view进行比较。

具体的算法如下:

设该行的当前事务id为trx_id，read view中最早的事务id为trx_id_min, 最迟的事务id为trx_id_max。

• 如果trx_id< trx_id_min的话，那么表明该行记录所在的事务已经在本次新事务创建之前就提交了，所以该行记录的当前值是可见的。
• 如果trx_id>trx_id_max的话，那么表明该行记录所在的事务在本次新事务创建之后才开启，所以该行记录的当前值不可见。
• 如果trx_id_min <= trx_id <= trx_id_max, 那么表明该行记录所在事务在本次新事务创建的时候处于活动状态，从trx_id_min到trx_id_max进行遍历，如果trx_id等于他们之中的某个事务id的话，那么不可见。
  
  从该行记录的DB_ROLL_PTR指针所指向的回滚段中取出最新的undo-log的版本号的数据，将该可见行的值返回。

需要注意的是，新建事务(当前事务)与正在内存中commit 的事务不在活跃事务链表中。

对应源代码如下：

函数：read_view_sees_trx_id。
read_view中保存了当前全局的事务的范围：
【low_limit_id， up_limit_id】
1. 当行记录的事务ID小于当前系统的最小活动id，就是可见的。
    　　if (trx_id < view->up_limit_id) {
    　　　　return(TRUE);
    　　}
2. 当行记录的事务ID大于当前系统的最大活动id（也就是尚未分配的下一个事务的id），就是不可见的。
    　　if (trx_id >= view->low_limit_id) {
    　　　　return(FALSE);
    　　}
3. 当行记录的事务ID在活动范围之中时，判断是否在活动链表中，如果在就不可见，如果不在就是可见的。
    　　for (i = 0; i < n_ids; i++) {
    　　　　trx_id_t view_trx_id
    　　　　　　= read_view_get_nth_trx_id(view, n_ids - i - 1);
    　　　　if (trx_id <= view_trx_id) {
    　　　　return(trx_id != view_trx_id);
    　　　　}
    　　}

事务2会执行如下操作：

理想状态下，事务1的事务id=1,事务2的事务id=2。因为事务2执行时查询时，事务1正处于等待状态。所以read view为{1}，事务2读取的数据行 trx_id=1,read view中最早的事务id为trx_id_min=1, 最迟的事务id为trx_id_max=1。因为trx_id_min <= trx_id <= trx_id_max，并且trx_id_min = trx_id = trx_id_max，说明该行记录所在事务在本次新事务创建的时候处于活动状态，不可见。所以从该行记录的DB_ROLL_PTR指针所指向的回滚段中取出最新的undo-log的版本号的数据，将该可见行的值返回。所以不会出现脏读的现象。

[READ COMMITTED]不能解决的问题

[READ COMMITTED]隔离级别解决不了不可重复读的问题，一个事务中两次读取可能会出现不同的结果。

我们来模拟一下：

事务1：

START TRANSACTION;
① SELECT sleep(5);
② UPDATE users SET state=1 WHERE id=1;
COMMIT;

事务2：

START TRANSACTION;
① SELECT * FROM users WHERE id=1;
② SELECT sleep(10);
③ SELECT * FROM users WHERE id=1;
COMMIT;

事务1先于事务2执行。

执行结果：



结论：

读已提交[READ COMMITTED]隔离级别不能解决不可重复读的问题，但是如果按照上面所说，Mysql的InnoDB引擎是通过read view来判断当前版本数据项是否可见的。那么读已提交[READ COMMITTED]隔离级别下应该也不会出现不可重复读的问题，但是现实并不是。

分析：

读已提交[READ COMMITTED]隔离级别下出现不可重复读是由于read view的生成机制造成的。在[READ COMMITTED]级别下，只要当前语句执行前已经提交的数据都是可见的。在每次语句执行的过程中，都关闭read view, 重新创建当前的一份read view。这样就可以根据当前的全局事务链表创建read view的事务区间。

那么在我们模拟的事务中，事务1的事务id trx_id1=1,事务2的事务id trx_id2=2。假设事务2第一次读取数据前的此行数据的事务id=0。事务2中语句①执行前生成的read view为{1}，trx_id_min=1，trx_id_max=1。因为trx_id(0)< trx_id_max(1)，此行数据对本次事务可见，将该可见行的值state=0返回。语句①执行后等待10秒，第5秒时事务1对数据加X锁进行修改操作0->1，然后提交事务释放锁。语句②执行前生成的read view为{null},说明当前系统中的不存在其他的活跃事务，也就不存在不应该被本事务看到的其他事务，因此该行记录的当前值state=1可见。就出现两次读取数据不一致的问题，也就是不可重复读。

不可重复读的问题在Mysql默认的隔离级别[REPEATABLE READ]中得到了解决。至于是如何解决的，先卖个关子。可以给个小提示，也是和read view的生成机制有关。预知后事如何，请看下篇博客。

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本文为博主学习感悟总结，水平有限，如果不当，欢迎指正。

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