MySQL事務原子性保證

事務原子性要求事務中的一系列操作要么全部完成，要么不做任何操作，不能只做一半。原子性對于原子操作很容易實現，就像HBase中行級事務的原子性實現就比較簡單。但對于多條語句組成的事務來說，如果事務執行過程中發生異常，需要保證原子性就只能回滾，回滾到事務開始前的狀態，就像這個事務根本沒有發生過一樣。如何實現呢？

MySQL實現回滾操作完全依賴于undo log，多說一句，undo log在MySQL除了用來實現原子性保證之外，還用來實現MVCC，下文也會涉及到。使用undo實現原子性在操作任何數據之前，首先會將修改前的數據記錄到undo log中，再進行實際修改。如果出現異常需要回滾，系統可以利用undo中的備份將數據恢復到事務開始之前的狀態。下圖是MySQL中表示事務的基本數據結構，其中與undo相關的字段為insert_undo和update_undo，分別指向本次事務所產生的undo log。

事務回滾根據update_undo（或者insert_undo）找到對應的undo log，做逆向操作即可。對于已經標記刪除的數據清理刪除標記，對于更新數據直接回滾更新；插入操作稍微復雜一些，不僅需要刪除數據，還需要刪除相關的聚集索引以及二級索引記錄。

undo log是MySQL內核中非常重要的一塊內容，涉及知識比較多而且復雜，比如：

1. undo log必須在數據修改之前持久化，undo log持久化需不需要記錄redo以防止宕機異常？如果需要就又涉及宕機恢復…

2. 通過undo log如何實現MVCC？

3. 那些undo log可以在什么場景下回收清理？如何清理？

MySQL事務一致性保證：強一致性事務保證

MySQL事務隔離級別

Read Uncommitted（RU技術解讀：使用X鎖實現寫寫并發）

Read Uncommitted只實現了寫寫并發控制，并沒有有效的讀寫并發控制，導致當前事務可能讀到其他事務中還未提交的修改數據，這些數據準確性并不靠譜（有可能被回滾掉），因此在此基礎上作出的一切假設就都不靠譜的。在現實場景中很少有業務會選擇該隔離級別。

寫寫并發實現機制和HBase并無兩樣，都是使用兩階段鎖協議對相應記錄加行鎖實現。不過MySQL中行鎖機制比較復雜，根據行記錄是否是主鍵索引、唯一索引、非唯一索引或者無索引等分為多種加鎖情況。這里舉個簡單例子做下說明：update user set userName =?“libis” where id = 15。（如果大家有興趣，可以參考登博的這篇文章：《MySQL加鎖處理分析》）

1. 如果id列是主鍵索引，MySQL只會為聚簇索引記錄加鎖。

2. 如果id列是唯一二級索引，MySQL會為二級索引葉子節點以及聚簇索引記錄加鎖。

3. 如果id列是非唯一索引，MySQL會為所有滿足條件(id = 15)的二級索引葉子節點以及對應的聚簇索引記錄加鎖。

4. 如果id列是無索引的，SQL會走聚簇索引全表掃描，并將掃描結果加載到SQL Server層進行過濾，因此InnoDB會為掃描過的所有記錄先加上鎖，如果SQL Server層過濾不符合條件，InnoDB會釋放該鎖。因此InnoDB會為掃描到的所有記錄都加鎖，很恐怖吧!

接下來無論是RC、RR，抑或是Serialization，寫寫并發控制都使用上述機制，所以不再贅述。接下來會重點分析RC和RR隔離級別中的讀寫并發控制機制。

在詳細介紹RC和RR之前，有必要在此先行介紹MySQL中MVCC機制，因為RC和RR都使用MVCC機制實現事務之間的讀寫并發。只不過兩者在實現細節上有一些區別，具體區別接下來再聊。

MVCC in MySQL

MySQL中MVCC機制相比HBase來說要復雜的多，涉及的數據結構也比較復雜。為了解釋的比較清晰，以一個栗子為模版進行解釋。比如當前有一行記錄如下圖所示：

前面四列是該行記錄的實際列值，需要重點關注的是DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR兩個隱藏列（對用戶不可見）。其中DB_TRX_ID表示修改該行事務的事務ID，而DB_ROLL_PTR表示指向該行回滾段的指針，該行記錄上所有版本數據，在undo中都通過鏈表形式組織，該值實際指向undo中該行的歷史記錄鏈表。

現在假設有一個事務trx2修改了該行數據，該行記錄就會變為下圖形式，DB_TRX_ID為最近修改該行事務的事務ID(trx2)，DB_ROLL_PTR指向undo歷史紀錄鏈表：

了解了MySQL行記錄之后，再來看看事務的基本結構，下圖是MySQL的事務數據結構，上文我們提到過。事務在開啟之后會創建一個數據結構存儲事務相關信息、鎖信息、undo log以及非常重要的read_view信息。

read_view保存了當前事務開啟時整個MySQL中所有活躍事務列表，如下圖所示，在當前事務開啟的時候，系統中活躍的事務有trx4、trx6、trx7以及trx10。另外，up_trx_id表示當前事務啟動時，當前事務鏈表中最小的事務ID；low_trx_id表示當前事務啟動時，當前事務鏈表中最大的事務ID。

read_view是實現MVCC的一個關鍵點，它用來判斷記錄的哪個版本對當前事務可見。如果當前事務要讀取某行記錄，該行記錄的版本號（事務ID）為trxid，那么：

1. 如果trxid < up_trx_id，說明該行記錄所在的事務已經在當前事務創建之前就提交了，所以該行記錄對當前事務可見。

2. 如果trxid > low_trx_id，說明該行事務所在的事務是在當前事務創建之后才開啟，所以該行記錄對當前事務不可見。

3. 如果up_trx_id < trxid < low_trx_id，那么表明該行記錄所在事務在本次新事務創建的時候處于活動狀態。從up_trx_id到low_trx_id進行遍歷，如果trxid等于他們之中的某個事務id的話，那么不可見，否則可見。

以下面行記錄為例，該行記錄存在多個版本（trx2、trx5、trx7以及trx12），其中trx12是最新版本。看看該行記錄中哪個版本對當前事務可見。

1. 該行記錄的最新版本為trx12，與當前事務read_view進行對比發現，trx12大于當前活躍事務列表中的最大事務trx10，表示trx12是在當前事務創建之后才開啟的，因此不可見。

2. 再查看該行記錄的第二個最新版本為trx7，與當前事務read_view對比發現，trx7介于當前活躍事務列表最小事務ID和最大事務ID之間，表明該行記錄所在事務在當前事務創建的時候處于活動狀態，在活躍列表中遍歷發現trx7確實存在，說明該事務還沒有提交，所以對當前事務不可見。

3. 繼續查看該記錄的第三個最新版本trx5，也介于當前活躍事務列表最小事務ID和最大事務ID之間，表明該行記錄所在事務在當前事務創建的時候處于活動狀態，但遍歷發現該版本并不在活躍事務列表中，說明trx5對應事務已經提交（注：事務提交時間與事務編號沒有任何關聯，有可能事務編號大的事務先提交，事務編號小的事務后提交），因此trx5版本行記錄對當前事務可見，直接返回。

Read Committed（技術解讀：寫寫并發使用X鎖，讀寫并發使用MVCC避免臟讀）

上文介紹了MySQL中MVCC技術實現機制，但要明白RC隔離級別下事務可見性，還需要get一個核心點：RC隔離級別下的事務在每次執行select時都會生成一個最新的read_view代替原有的read_view。

如上圖所示，左側為1號事務，在不同時間點對id=1的記錄分別查詢了三次。右側為2號事務，對id=1的記錄進行了更新。更新前該記錄只有一個版本，更新好變成了兩個版本。

1號事務在RC隔離級別下每次執行select請求都會生成一個最新的read_view，前兩次查詢生成的全局事務活躍列表中包含trx2，因此根據MVCC規定查到的記錄為老版本；最后一次查詢的時間點位于2號事務提交之后，因此生成的全局活躍事務列表中不包含trx2，此時在根據MVCC規定查到的記錄就是最新版本記錄。

Repeatable Read（

技術解讀：寫寫并發使用X鎖，讀寫并發使用MVCC避免不可重復讀；當前讀使用Gap鎖避免幻讀）

和RC模式不同，RR模式下事務不會再每次執行select的時候生成最新的read_view，而是在事務第一次select時就生成read_view，后續不會再變更，直至當前事務結束。這樣可以有效避免不可重復讀，使得當前事務在整個事務過程中讀到的數據都保持一致。示意圖如下所示：

這個就很容易理解，三次查詢所使用的全局活躍事務列表都一樣，且都是第一次生成的read_view，那之后查到的記錄必然和第一次查到的記錄一致。

RR隔離級別能夠避免幻讀嗎？

如果對幻讀還不了解的話，可以參考該系列的第一篇文章。如下圖所示，1號事務對針對id>1的過濾條件執行了三次查詢，2號事務執行了一次插入，插入的記錄剛好符合id>1這個條件。可以看出來，三次查詢得到的數據是一致的，這個是由RR隔離級別的MVCC機制保證的。這么看來，是避免了幻讀，但是在最后1號事務在id=2處插入一條記錄，MySQL會返回Duplicate entry的錯誤，可見避免了幻讀是一種假象。

嚴格意義避免幻讀（技術解讀：當前讀使用Gap鎖避免幻讀）

之前提到的所有RR級別的select語句我們稱為快照讀，快照讀能夠保證不可重復讀，但并不能避免幻讀。于是MySQL又提出”當前讀”的概念，常見的當前讀語句有：

1. ?select for update

2. ?select lock in share mode

3. ?update / delete

并且規定，RR級別下當前讀語句會給記錄加上一種特殊的鎖－Gap鎖，Gap鎖并不鎖定某個具體的記錄，而是鎖定記錄與記錄之間的間隔，保證這個間隔中不會插入新的其他記錄。下圖是一個示意圖：

上圖中1號事務首先執行了一個當前讀的select語句，這個語句會在 id > 0的所有間隔加上Gap鎖，接下來2號事務在id = 3處執行插入時系統就會返回Lock wait timeout execcded的異常。當然，其他事務可以在id <= 0的條件下插入成功，這沒問題。