跟面试官侃半小时MySQL事务隔离性,从基本概念深入到实现

2019/04/10 10:10
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提到MySQL的事务,我相信对MySQL有了解的同学都能聊上几句,无论是面试求职,还是日常开发,MySQL的事务都跟我们息息相关。

而事务的ACID(即原子性Atomicity、一致性Consistency、隔离性Isolation、持久性Durability)可以说涵盖了事务的全部知识点,所以,我们不仅要知道ACID是什么,还要了解ACID背后的实现,只有这样,无论在日常开发还是面试求职,都能无往而不利。

为了大家更好的阅读体验,对ACID的深入分析将分为上下两篇。

本篇为上篇,主要围绕ACID中的I,也就是“隔离性”展开,从基本概念,到隔离性的实现,最后以一个实战案例进行融会贯通。

嗯,看完你都能理解,那跟面试官侃半小时隔离性就没问题了。

1.事务隔离性的基本概念

1.1 什么是ACID中的Isolation,隔离性

Isolation,隔离性,也有人称之为并发控制(concurrency control)。事务的隔离性要求每个事务读写的对象对其他事务都是相互隔离的,也就是这个事务提交前,这个事务的修改内容对其他事务都是不可见的。事务的隔离性,主要是解决不同事物之间的相互读写影响。

所谓的读写影响注意分为三种:

  • 脏读:读到了别的事务尚未提交(commit)的变更,别人没提交,我读到了。
  • 不可重复读:别的事务提交了变更,被当前事务读到了。然后导致本事务多次select的结果不一样,读到了别的事务提交的内容。
  • 幻读:也是读到了别的事务提交的内容,但是跟上面的不同之处在于,读到了原本不存在的记录。

注意,不可重复读,主要是读到了别的事务update的内容。而幻读,是读到了别的事务insert的内容。

1.2 隔离性的隔离级别

为了解决事务隔离性的问题,数据库一般会有不同的隔离级别来解决相应的读写影响。

  • 读未提交:一个事务B还没提交,它的修改就被别的事务A读到了。
  • 读已提交:一个事务B提交后,它的修改被其他事务A看到了。
  • 可重复读:一个事物B提交前和提交后,事务A都无法读到事务B的变更。
  • 串行化:对同一行记录,当出现不同事物的读写冲突时,是通过串行化的方式解决的,后一个事务必须等前一个事务完成才能执行。

不同隔离级别能够解决不同的隔离性问题。

跟面试官侃半小时MySQL事务隔离性,从基本概念深入到实现

 

需要注意的是,这是标准事务隔离级别的定义。在MySQL的innodb引擎中,在可重复读级别下,通过mvcc解决了幻读的问题,具体实现我们后面再讲。

同时,需要注意的是,到目前为止,我们说的读,都是”快照读”,普通的select。后面我们还会提到“当前读”,是不一样的哦。

2.事务隔离性的实现

要实现事务的隔离性,需要了解两个方面的内容,一个是锁,一个是多版本并发控制(MVCC)。

2.1 事务的行锁

InnoDB中,实现了两种标准的行级锁:

  • 共享锁(S Lock),也叫读锁,允许事务读取一行数据。
  • 排它锁(X Lock),也叫写锁,允许事务删除或者更新一行数据(注意,这里没有提到插入哦,插入涉及到幻读,可以看文章最后的说明)

普通select语句不会有任何锁,那么如何获得共享锁和排它锁呢?

  • Select … lock in share mode语句能够获得共享锁
  • Select … for update(特殊的select,用mysql简单实现分布式锁经常用它)、Update、delete语句能够获得排它锁

当一个事务A已经获得了行r的共享锁,那么另一个事务B可以立刻获得行r的共享锁,因为不会改变r的数值,这种叫做锁兼容。

如果这时候有事务C希望获得行r的排它锁,那么就必须等待事务A和事务B释放行r的共享锁之后,才能获得排它锁,这种叫做锁不兼容。

跟面试官侃半小时MySQL事务隔离性,从基本概念深入到实现

 

普通的select不会对行上锁,而select…lock in share mode会上共享锁,select…for update会上排它锁。

  • 对于普通的select的读取方式,称为”快照读“,也叫”一致性非锁定读“。
  • 对于带锁的select读取,或者update tb set a = a+1(读取a的当前值),称为“当前读”,也叫“一致性锁定读”。

如果在update、insert的时候,不能进行select,那么服务的并发访问性能就太差了。因此,我们日常的查询,都是“快照读”,不会上锁,只有在update\insert\“当前读”的时候,才会上锁。而为了解决“快照读”的并发访问问题,就引入了MVCC。

2.2 多版本并发控制MVCC

如果说上面的行锁是一种悲观锁,那么MVCC就是一种乐观锁的实现方式,而且是一种很常用的乐观锁实现方式。

所谓多版本,就是一行记录在数据库中存储了多个版本,每个版本以事务ID作为版本号。InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID,是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的,并且按照申请顺序严格递增的。假如一行记录被多个事务更新,那么,就会产生多个版本的记录。

以某一行数据作为例子:

跟面试官侃半小时MySQL事务隔离性,从基本概念深入到实现

 

经过两次事务的操作,value从22变成了19,同时,保留了三个事务id,15、25、30。

在每个记录多版本的基础上,需要利用“一致性视图”,来做版本的可见性判断。

这里,我们要区分MySQL里面的两个”视图”概念:

  • 一个是view,通过语法create view … 实现,主要创建一个虚拟表,用来执行查询语句。
  • 一个是InnoDB用来实现mvcc的一致性视图(consistent read view),纯逻辑概念,没有物理结构,定义了在事务期间,你能看到哪些版本的数据。

我们全文提到的“视图”都是第二种,主要是支持InnoDB在“读已提交”和“可重复读”级别的并发访问问题。

  • “读未提及”级别下,没有一致性视图
  • “读已提交”级别下,会在 每个SQL开始执行的时候 创建一致性视图
  • “可重复读”级别下,会在 每个事务开始的时候 创建一致性视图
  • “串行化”级别下,直接通过加锁避免并发问题

下面,我们简单介绍一下创建一致性视图的逻辑。

以“可重复读”级别为例。

  • 当一个事务开启的时候,会向系统申请一个新事务id
  • 此时,可能还有多个正在进行的其他事务没有提交,因此在瞬时时刻,是有多个活跃的未提交事务id
  • 将这些未提交的事务id组成一个数组,数组里面最小的事务id记录为低水位,当前系统创建过的事务id的最大值+1记录为高水位
  • 这个数组array 和 高水位,就组成了“一致性视图”。

有了一致性视图后,我们就可以判断一行数据的多版本可见性了,无论是“读已提交”还是“可重复读”级别,可见性判断规则是一样的,区别在于创建快照(一致性视图)的时间。

在当前事务中,读取其他某一行的记录,对其中的版本号的可见性判断有五种情况(建议自己跟着捋一捋,挺重要的):

  • 如果版本号小于“低水位”,说明事务已经提交,那肯定 可见;
  • 如果版本号大于“高水位”,说明这行数据的这个事务id版本是在快照后产生的,那肯定 不可见;
  • 如果版本号在事务数组array中,说明这个事务还没提交,所以 不可见;
  • 如果版本号不在事务数组array中,且低于高水位,说明这个事务已经提交,所以 可见;
  • 当然,无论什么时候,自己的事务id中的任何变化,都是可见的

可以看看下面这个例子,更容易理解。

系统创建过的事务id:1,2,3,4,5,6,7,8,9,10,11,12,13,14,15

事务A启动,拍个快照

此时未提交的事务id有:7,8,9

一致性视图:数组array[7,8,9] + 高水位16(15+1)

对于任意一行数据的可见性判断如下:

1)小于7的,可见

2)大于16的,说明是快照后产生的,不可见

3)10-15,不在数组array中,说明已经提交了,可见

4)7,8,9在array中,说明未提交,不可见

两个重要结论:

  • InnoDB 利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性,实现了“秒级创建快照”的能力。
  • MVCC的实现,就是根据当前事务的事务id为依据创建“一致性视图”,利用一致性视图来判断数据版本的可见性。

3.隔离性实战

下面,我们来两个实战案例,将上面的基础概念与实现融会贯通吧。

1)并发select&update 案例

id=1 的value初始为1。

跟面试官侃半小时MySQL事务隔离性,从基本概念深入到实现

 

我们看下,在不同隔离级别,Time5、Time7、Time9事务A查询到的value 分布为多少。

  • “读未提交”:2,2,2
  • “读以提交”:1,2,2
  • “可重复读”:1,1,2
  • 串行化:1,1,2(注意,这里在事务A提交前,事务B都会阻塞,直到事务A提交后才能执行)

2)并发update案例

id=1 的value初始为1,在可重复读级别:

跟面试官侃半小时MySQL事务隔离性,从基本概念深入到实现

 

我们看一下,你猜猜事务A和事务B读取的value是多少?

答案是:1 和 3

可能会产生困惑,事务A在启动后快照,所以读到了1是正常的,但是事务2在启动的时候快照了,然后在自己的事务中+1,怎么会读到3而不是2呢?

原因很简单,即使是在可重复读的级别,事务 更新数据 的时候,只能用当前读(想想也能理解,不然update就出现数据不一致了)。

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。

这里,我们需要注意的是事务的启动时机。

  • 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,一致性视图是在执行第一个快照读语句时创建的。
  • 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,一致性视图是在执行 start transaction with consistent snapshot 时创建的。

4.关于幻读

首先明确一下,什么是幻读?开篇介绍了什么是幻读,这里再申明一下幻读出现的场景

  • 第一:事务的隔离级别为可重复读,且是当前读
  • 第二:幻读仅专指新插入的行,在范围查询中,后一次查询出现了新的数据行。

前文已经提到了,对于普通数据库,需要到可串行化的隔离级别才能解决幻读问题。

而对于InnoDB存储引擎来说,在可重复读级别下就能解决幻读问题。

InnoDB存储引擎有三种行锁算法:

  • 行锁:当个行记录上的锁
  • 间隙锁:Gap Lock,锁定一个范围,但不包含记录本身
  • Next-Key Lock:就是行锁+间隙锁,同时锁上一个范围,并且锁定记录本身

InnoDB就是通过Next-Key Lock解决了幻读的问题,具体内容可以看我之前的文章: 前阿里数据库专家总结的MySQL里的各种锁(下篇)

 

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原文出处:https://www.cnblogs.com/awan-note/p/12584757.html

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