| 隔離級別 | 臟讀 | 不可重復讀 | 幻讀 |
|---|---|---|---|
| read uncommitted（未提交讀） | √ | √ | √ |
| read committed（提交讀） | × | √ | √ |
| repeatable read（可重復讀） | × | × | √ |
| serializable （可串行化） | × | × | × |
所以你看，MySQL是通過鎖和隔離級別對MySQL進行并發控制的
InnoDB存儲引擎中有如下兩種類型的行級鎖
如果事務T1獲取了一條記錄的S鎖之后，事務T2也要訪問這條記錄。如果事務T2想再獲取這個記錄的S鎖，可以成功，這種情況稱為鎖兼容，如果事務T2想再獲取這個記錄的X鎖，那么此操作會被阻塞，直到事務T1提交之后將S鎖釋放掉
如果事務T1獲取了一條記錄的X鎖之后，那么不管事務T2接著想獲取該記錄的S鎖還是X鎖都會被阻塞，直到事務1提交，這種情況稱為鎖不兼容。
多個事務可以同時讀取記錄，即共享鎖之間不互斥，但共享鎖會阻塞排他鎖。排他鎖之間互斥
S鎖和X鎖之間的兼容關系如下
| 兼容性 | X鎖 | S鎖 |
|---|---|---|
| X鎖 | 互斥 | 互斥 |
| S鎖 | 互斥 | 兼容 |
update，delete，insert 都會自動給涉及到的數據加上排他鎖，select 語句默認不會加任何鎖
那什么情況下會對讀操作加鎖呢？
InnoDB中有如下三種鎖
寫個Demo演示一下
CREATE TABLE `girl` ( `id` int(11) NOT NULL, `name` varchar(255), `age` int(11), PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
insert into girl values (1, '西施', 20), (5, '王昭君', 23), (8, '貂蟬', 25), (10, '楊玉環', 26), (12, '陳圓圓', 20);
Record Lock
對單個記錄加鎖
如把id值為8的數據加一個Record Lock，示意圖如下
Record Lock也是有S鎖和X鎖之分的，兼容性和之前描述的一樣。
SQL執行加什么樣的鎖受很多條件的制約，比如事務的隔離級別，執行時使用的索引（如，聚集索引，非聚集索引等），因此就不詳細分析了，舉幾個簡單的例子。
-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢 -- 對id=8的記錄加S型Record Lock select * from girl where id = 8 lock in share mode; -- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢 -- 對id=8的記錄加X型Record Lock select * from girl where id = 8 for update;
Gap Lock
鎖住記錄前面的間隙，不允許插入記錄
MySQL在可重復讀隔離級別下可以通過MVCC和加鎖來解決幻讀問題
當前讀：加鎖
快照讀：MVCC
但是該如何加鎖呢？因為第一次執行讀取操作的時候，這些幻影記錄并不存在，我們沒有辦法加Record Lock，此時可以通過加Gap Lock解決，即對間隙加鎖。
如一個事務對id=8的記錄加間隙鎖，則意味著不允許別的事務在id=8的記錄前面的間隙插入新記錄，即id值在(5, 8)這個區間內的記錄是不允許立即插入的。直到加間隙鎖的事務提交后，id值在(5, 8)這個區間中的記錄才可以被提交
我們來看如下一個SQL的加鎖過程
-- REPEATABLE READ 利用主鍵進行等值查詢 -- 但是主鍵值并不存在 -- 對id=8的聚集索引記錄加Gap Lock SELECT * FROM girl WHERE id = 7 LOCK IN SHARE MODE;
由于id=7的記錄不存在，為了禁止幻讀現象（避免在同一事務下執行相同的語句得到的結果集中有id=7的記錄），所以在當前事務提交前我們要預防別的事務插入id=7的記錄，此時在id=8的記錄上加一個Gap Lock即可，即不允許別的事務插入id值在(5, 8)這個區間的新記錄
給大家提一個問題，Gap Lock只能鎖定記錄前面的間隙，那么最后一條記錄后面的間隙該怎么鎖定？
其實mysql數據是存在頁中的，每個頁有2個偽記錄
為了防止其它事務插入id值在(12, +∞)這個區間的記錄，我們可以給id=12記錄所在頁面的Supremum記錄加上一個gap鎖，此時就可以阻止其他事務插入id值在(12, +∞)這個區間的新記錄
Next-key Lock
同時鎖住數據和數據前面的間隙，即數據和數據前面的間隙都不允許插入記錄
所以你可以這樣理解Next-key Lock=Record Lock+Gap Lock
-- REPEATABLE READ 利用主鍵進行范圍查詢 -- 對id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock -- 對id>8的所有聚集索引記錄加S型Next-key Lock（包括Supremum偽記錄） SELECT * FROM girl WHERE id >= 8 LOCK IN SHARE MODE;
因為要解決幻讀的問題，所以需要禁別的事務插入id>=8的記錄，所以
表鎖也有S鎖和X鎖之分
在對某個表執行select，insert，update，delete語句時，innodb存儲引擎是不會為這個表添加表級別的S鎖或者X鎖。
在對表執行一些諸如ALTER TABLE，DROP TABLE這類的DDL語句時，會對這個表加X鎖，因此其他事務對這個表執行諸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的語句會發生阻塞
在系統變量autocommit=0，innodb_table_locks = 1時，手動獲取InnoDB存儲引擎提供的表t的S鎖或者X鎖，可以這么寫
對表t加表級別的S鎖
lock tables t read
對表t加表級別的X鎖
lock tables t write
如果一個事務給表加了S鎖，那么
如果一個事務給表加了X鎖，那么
所以修改線上的表時一定要小心，因為會使大量事務阻塞，目前有很多成熟的修改線上表的方法，不再贅述
讀未提交：每次讀取最新的記錄，沒有做特殊處理
串行化：事務串行執行，不會產生并發
所以我們重點關注讀已提交和可重復讀的隔離實現！
這兩種隔離級別是通過MVCC（多版本并發控制）來實現的，本質就是MySQL通過undolog存儲了多個版本的歷史數據，根據規則讀取某一歷史版本的數據，這樣就可以在無鎖的情況下實現讀寫并行，提高數據庫性能
那么undolog是如何存儲修改前的記錄？
對于使用InnoDB存儲引擎的表來說，聚集索引記錄中都包含下面2個必要的隱藏列
trx_id：一個事務每次對某條聚集索引記錄進行改動時，都會把該事務的事務id賦值給trx_id隱藏列
roll_pointer：每次對某條聚集索引記錄進行改動時，都會把舊的版本寫入undo日志中。這個隱藏列就相當于一個指針，通過他找到該記錄修改前的信息
如果一個記錄的name從貂蟬被依次改為王昭君，西施，會有如下的記錄，多個記錄構成了一個版本鏈
為了判斷版本鏈中哪個版本對當前事務是可見的，MySQL設計出了ReadView的概念。4個重要的內容如下
當對表中的記錄進行改動時，執行insert，delete，update這些語句時，才會為事務分配唯一的事務id，否則一個事務的事務id值默認為0。
max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事務id是遞增分配的。比如現在有事務id為1，2，3這三個事務，之后事務id為3的事務提交了，當有一個新的事務生成ReadView時，m_ids的值就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4
執行過程如下：
好了，我們知道了版本可見性的獲取規則，那么是怎么實現讀已提交和可重復讀的呢？
其實很簡單，就是生成ReadView的時機不同
舉個例子，先建立如下表
CREATE TABLE `girl` ( `id` int(11) NOT NULL, `name` varchar(255), `age` int(11), PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
Read Committed（讀已提交），每次讀取數據前都生成一個ReadView
下面是3個事務執行的過程，一行代表一個時間點
先分析一下5這個時間點select的執行過程
再分析一下8這個時間點select的執行過程
當事務id為200的事務提交時，查詢得到的name列為楊玉環。
Repeatable Read（可重復讀），在第一次讀取數據時生成一個ReadView
可重復讀因為只在第一次讀取數據的時候生成ReadView，所以每次讀到的是相同的版本，即name值一直為貂蟬，具體的過程上面已經演示了兩遍了，我這里就不重復演示了，相信你一定會自己分析了。
[1]https://souche.yuque.com/bggh1p/8961260/gyzlaf
[2]https://zhuanlan.zhihu.com/p/35477890
到此這篇關于MySQL事務的隔離性是如何實現的的文章就介紹到這了,更多相關MySQL事務的隔離性內容請搜索腳本之家以前的文章或繼續瀏覽下面的相關文章希望大家以后多多支持腳本之家！
