数据库的读一致性分析

在SQL标准中是定义了几种隔离级别的：

RU：Read Uncommitted（读取未提交内容）

RC：Read Committed（读取提交内容）

RR：Repeatable Read（可重读）

Serializable（可串行化）

Serializable这种隔离级别最高，若几个事务对同一份数据进行操作（即便是查询操作），它也针对每一个事务进行排序，严格按照排序进行事务的执行，显然解决了事务可能存在的冲突，但是会导致大量的超时以及锁竞争，因此在实际中大多是不会采用此种隔离级别的。

Oracle默认的隔离级别是：RC，并且Oracle只支持RC和Serializable这2种级别。RC，简单一句话，就是一个事务中只能看到另一个事务已经提交的数据的改变。那么RC会带来什么问题呢？在同一事务中，同一条SELECT语句可能会返回不一样的结果，即会产生  不可重复读。

MySQL默认的隔离级别是：RR。在该隔离级别下，可以保证在同一事务中，获取到的数据一致。这就是所谓的MySQL的读一致性，它的实现基于MVCC，后文中会分析。

RU可以让所有事务都读取到其他事务未提交的数据，会带来 脏读，同Serializable一样，在实际中，应用较少。

MVCC（MultiVersion Concurrency Control ）多版本并发控制，可以简单的理解成为一个row lock的一个变种，只是在必要的时候加行锁。MySQL InnoDB的MVCC简单来讲是通过给表添加两列隐藏列来是实现的。一列是insert/update的时间，另一列是delete的时间，当然这里的时间并不是真正的时间，而是指SVN，即System Version Number，系统版本号，就是一个数字。每次开启一个事务，那么SVN号递增。

现在讨论在REPEATABLE READ下的MVCC实现:

SELECT

• Innodb查找insert/update SVN小于等于当前事务的SVN的行，如果是小于，说明行之前就已经存在，如果是等于，说明这行是事务本身修改过的。

• 行的删除时间列要么为空（说明该行未被删除）要么删除时间列的SVN大于当前事物的SVN（表示行是在事物开始之后被删除的）。
  

只有记录满足以上两条，才会被select语句返回！

这就是为何MYSQL在RR级别下，一个事务中是肯定读取不到“之后建立的”别的事务提交的数据，但是在本事务中更新的数据，可以读取出来的缘故!

INSERT

• 插入之后以当前事务的SVN号更新创建列
  

DELETE

• 删除之后，用当前SVN更新删除列

UPDATE

• 更新创建列为当前SVN，同时更新删除列为update之前的创建列的SVN值
  

这样设计的优点是大部分的读操作都不用加锁了，而且是非阻塞的读取操作，使数据库操作简单，性能好，不足之处是增加了存储开销，需要额外的维护工作。

还是那句老话，用空间换取时间！