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前言
MySQL有ACID四大特性，本文着重讲解MySQL不同事务之间的隔离性的概念，以及MySQL如何实现隔离性。下面先罗列一下MySQL的四种事务隔离级别，以及不同隔离级别可能会存在的问题。事务隔离级别越高，多个事务在并发访问数据库时互相产生数据干扰的可能性越低，但是并发访问的性能就越差。（相当于牺牲了一定的性能去保证数据的安全性）
下面这张表，展示了MySQL的四大隔离级别和伴随着的一些问题，下面详细介绍。
事务隔离级别
读未提交：多个事务同时修改一条记录，A事务对其的改动在A事务还没提交时，在B事务中就可以看到A事务对其的改动。
读已提交：多个事务同时修改一条记录，A事务对其的改动在A事务提交之后，在B事务中可以看到A事务对其的改动。
可重复读：多个事务同时修改一条记录，这条记录在A事务执行期间是不变的（别的事务对这条记录的修改不被A事务感知）。
串行化：多个事务同时访问一条记录（CRUD），读加读锁，写加写锁，完全退化成了串行的访问，自然不会收到任何其他事务的干扰，性能最低。
不同级别伴随的问题
脏读：A事务在提交前对一个字段的改动会被B事务感知，那么事务之间就很容易产生干扰，假如A对一个字段改动之后被B感知，但是A又回滚了事务，则对该字段的改动依旧保留在B的查询结果中，那么这样的数据就是脏数据（处于处理中间过程的数据）。
不可重复读：A事务对于一条记录的读取结果，在B事务对其修改并提交之后，A再次读取同一条记录会得到不同的结果。
幻读：侧重于A事务的同一个范围查询命令，前后两次得到不同的记录数量，原因是B事务可能对其进行了插入。
小结一下
通过阅读上面给出的内容，可以得到结论：
- 读未提交隔离级别并没有对行数据的可见性做任何限制，所有事务之间的改动都是互相可见的，所以存在很多问题，不推荐使用；
- 串行化隔离级别因为通过锁机制对记录的访问进行限制，所以安全性最高，但并发访问退化成串行访问，性能较低；
因此本文将侧重于探究MySQL如何实现读已提交和可重复读两种隔离级别（也就是你听闻的MVCC多版本并发控制的实现），通过后面的学习你将理解读已提交隔离级别如何解决脏读，可重复读隔离级别如何更进一步解决不可重复读。
接下来我将向你介绍undo 版本链机制以及read view快照读机制，这两个机制相互配合是实现MVCC的核心，而读已提交和可重复读隔离级别的实现都是建立在这两个核心机制之上。
undo 版本链
undo 版本链就是指undo log的存储在逻辑上的表现形式，它被用于事务当中的回滚操作以及实现MVCC，这里介绍一下undo log之所以能实现回滚记录的原理。
对于每一行记录，会有两个隐藏字段：row_trx_id和roll_pointer，row_trx_id表示更新（改动）本条记录的全局事务id （每个事务创建都会分配id，全局递增，因此事务id区别对某条记录的修改是由哪个事务作出的） ，roll_pointer是回滚指针，指向当前记录的前一个undo log版本，如果是第一个版本则roll_pointer指向nil，这样如果有多个事务对同一条记录进行了多次改动，则会在undo log中以链的形式存储改动过程。
假如有两个事务AB，数据表中有一行id为1的记录，其字段a初始值为0，事务A对id=1的行的a修改为1，事务B对id=1的行的a字段修改为2，则undo log版本链记录如下：
在上图中，最下方的undo log中记录了当前行的最新版本，而该条记录之前的版本则以版本链的形式可追溯，这也是事务回滚所做的事。那undo log版本链和事务的隔离性有什么关系呢？那就要引入另一个核心机制：read view。
read view
read view表示快照读，这个快照读会记录四个关键的属性：
create_trx_id: 当前事务的idm_idx: 当前正在活跃的所有事务id（id数组），没有提交的事务的idmin_trx_id: 当前系统中活跃的事务的id最小值max_trx_id: 当前系统中已经创建过的最新事务（id最大）的id+1的值
当一个事务读取某条记录时会追溯undo log版本链，找到第一个可以访问的版本，而该记录的某一个版本是否能被这个事务读取到遵循如下规则：（这个规则永远成立，这个需要好好理解，对后面讲解可重复读和读已提交两个级别的实现密切相关）
- 如果当前记录行的row_trx_id小于min_trx_id，表示该版本的记录在当前事务开启之前创建，因此可以访问到
- 如果当前记录行的row_trx_id大于等于max_trx_id，表示该版本的记录创建晚于当前活跃的事务，因此不能访问到
如果当前记录行的row_trx_id大于等于min_trx_id且小于max_trx_id，则要分两种情况：
- 当前记录行的row_trx_id在m_idx数组中，则当前事务无法访问到这个版本的记录 （除非这个版本的row_trx_id等于当前事务本身的trx_id，本事务当然能访问自己修改的记录） ，在m_idx数组中又不是当前事务自己创建的undo版本，表示是并发访问的其他事务对这条记录的修改的结果，则不能访问到。
- 当前记录行的row_trx_id不在m_idx数组中，则表示这个版本是当前事务开启之前，其他事务已经提交了的undo版本，当前事务可访问到。
配合使用read view和undo log版本链就能实现事务之间并发访问相同记录时，可以根据事务id不同，获取同一行的不同undo log版本（多版本并发控制）。下面通过模拟并发访问的两个事务操作，介绍MVCC的实现（具体来说就是可重复读和读已提交两个隔离级别的实现）
可重复读
下面模拟两个并发访问同一条记录的事务AB的行为，假设这条记录初始时id=1，a=0，该记录两个隐藏字段row_trx_id = 100，roll_pointer = nil
注意：在可重复读隔离级别下，当事务sql执行的时候，会生成一个read view快照，且在本事务周期内一直使用这个read view，下面给出了并发访问同一条记录的两个事务AB的具体执行过程，并解释可重复读是如何实现的（解决了脏读和不可重复读）。
事务A的read view：
create_trx_id = 101｜ m_idx = [101, 102]｜min_trx_id = 101｜max_trx_id = 103
事务B的read view：
create_trx_id = 102｜ m_idx = [101, 102]｜min_trx_id = 101｜max_trx_id = 103
（ps. 这里因为AB事务是并发执行，因此两个事务创建的read view的max_trx_id = 103）
这里要注意的是，每次对一条记录发生修改，就会记录一个undo log的版本，则在A事务中第二次查询id=1的记录的a的值的时候，B事务对该记录的修改已经添加到版本链上了，此时这个undo log的trx_id = 102，在A事务的read view的m_idx数组中且不等于A事务的trx_id = 101，因此无法访问到，需要在向前回溯，这里找到trx_id = 100的记录版本（小于A事务read view的min_trx_id属性，因此可以访问到），故A事务第二次查询依旧得到a = 0，而不是B事务修改的a = 1。
你可能有疑问，在A事务第二次查询的时候，B事务已经完成提交了，那么A事务的read view的m_idx数组应该移除102才对啊，它存的不是当前活跃的事务的id吗？·
注意：在可重复读隔离级别下，当事务sql执行的时候，会生成一个read view快照，且在本事务周期内一直使用这个read view，虽然102确实应该从A事务的read view中移除，但是因为read view在可重复读隔离级别下只会在第一条SQL执行时创建一次，并始终保持不变直到事务结束。
那么也就明白了，在可重复读隔离级别下，因为read view只在第一条SQL执行时创建，因此并发访问的其他事务提交前改动的脏数据、以及并发访问的其他事务提交的改动数据都对当前事务是透明的（尽管确实是记录在了undo log版本链中） ，这就解决了脏读和不可重复读（即使其他事务提交的修改，对A事务来说前后查询结果相同）的问题！
读已提交
还是借助上面事务处理的例子，所有的事务处理流程不变，只是将隔离级别调整为读已提交，读已提交依旧遵守read view和undo log版本链机制，它和可重复读级别的区别在于，每次执行sql，都会创建一个read view，获取最新的事务快照。 而因为这个区别，读已提交产生了不可重复读的问题，下面来分析一下原因：
事务A第一次查询创建的read view：
create_trx_id = 101｜ m_idx = [101, 102]｜min_trx_id = 101｜max_trx_id = 103
事务B的read view：
create_trx_id = 102｜ m_idx = [101, 102]｜min_trx_id = 101｜max_trx_id = 103
事务A第二次查询创建的read view：
create_trx_id = 101｜ m_idx = [101]｜min_trx_id = 101｜max_trx_id = 103
（ps. 这里因为AB事务是并发执行，因此两个事务创建的read view的max_trx_id = 103）
这里重点观察A事务的第二次查询，之前你可能就意识到了，在事务B完成提交后，当前系统中活跃的事务id应该移除102，但是因为在可重复读隔离级别下，A事务的read view只会在第一个SQL执行时创建，而在读已提交隔离级别下，每次执行SQL都会创建最新的read view，且此时 m_idx数组中移除了102，那么事务A在追溯undo log版本链的时候，最新版本记录的trx_id = 102，102不在A事务的m_idx数组中，且101 = min_trx_id <= 102 < max_trx_id = 103，因此可以访问到B事务的提交结果。
那么对A事务来说，在事务过程中读取同一条记录第一次得到a=0，第二次得到a=1，所以出现了不可重复读的问题（这里B不提交的话A如果就进行了第二次查询，则102不会从A事务的read view移除，则A事务依旧访问不到B事务未提交的修改，因此脏读还是可以避免的！）
结束语
在我的理解中，MVCC多版本并发控制的实现可以理解成读已提交、可重复读两种隔离级别的实现，通过控制read view的创建时机（其访问机制是不变的），配合undo log版本链可以实现事务之间对同一条记录的并发访问，并获得不同的结果。
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