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MySQL中MVCC如何解决不可重复读以及幻读？

news 文章来源：https://blog.csdn.net/qq_41432730/article/details/129172590 2025/4/23 10:48:58

了解MVCC之前，我们首先需要了解以下两个概念：一致性非锁定读和锁定读，了解这两个概念之后我们在逐步分析MVCC。

一致性非锁定读和锁定读

一致性非锁定读(快照读)

对于 一致性非锁定读的实现，通常做法是加一个版本号或者时间戳字段，在更新数据的同时版本号 + 1 或者更新时间戳。查询时，将当前可见的版本号与对应记录的版本号进行比对，如果记录的版本小于可见版本，则表示该记录可见。

在 InnoDB 存储引擎中，MVCC 就是对非锁定读的实现。如果读取的行正在执行 DELETE 或 UPDATE 操作，这时读取操作不会去等待行上锁的释放。相反地，InnoDB 存储引擎会去读取行的一个快照数据，对于这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读。

在 Repeatable Read 和 Read Committed 两个隔离级别下，如果是执行普通的 select 语句（不包括 select ... lock in share mode ,select ... for update）则会使用 一致性非锁定读（MVCC）。并且在 Repeatable Read 下 MVCC 实现了可重复读和防止部分幻读。

锁定读(当前读)

如果执行的是下列语句，就是 锁定读

select ... lock in share mode
select ... for update
insert、update、delete 操作

在锁定读下，读取的是数据的最新版本，这种读也被称为 当前读。锁定读会对读取到的记录加锁：

select ... lock in share mode：对记录加 S 锁，其它事务也可以加S锁，如果加 x 锁则会被阻塞
select ... for update、insert、update、delete：对记录加 X 锁，且其它事务不能加任何锁

在一致性非锁定读下，即使读取的记录已被其它事务加上 X 锁，这时记录也是可以被读取的，即读取的快照数据。上面说了，在 Repeatable Read 下 MVCC 防止了部分幻读，这边的 “部分” 是指在 一致性非锁定读 情况下，只能读取到第一次查询之前所插入的数据（根据 Read View 判断数据可见性，Read View 在第一次查询时生成）。但是！如果是 当前读 ，每次读取的都是最新数据，这时如果两次查询中间有其它事务插入数据，就会产生幻读。所以， InnoDB 在实现Repeatable Read 时，如果执行的是当前读，则会对读取的记录使用 Next-key Lock ，来防止其它事务在间隙间插入数据。

MVCC 具体实现

MVCC 的实现主要依赖于：隐藏字段、Read View、undo log。在内部实现中，InnoDB 通过数据行的 DB_TRX_ID 和 Read View 来判断数据的可见性，如不可见，则通过数据行的 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的，在同一个事务中，用户只能看到该事务创建 Read View 之前已经提交的修改和该事务本身做的修改。

隐藏字段

在内部，InnoDB 存储引擎为每行数据添加了三个隐藏字段：

DB_TRX_ID（6字节）：表示最后一次插入或更新该行的事务 id。此外，delete 操作在内部被视为更新，只不过会在记录头 Record header 中的 deleted_flag 字段将其标记为已删除。
DB_ROLL_PTR（7字节） 回滚指针，指向该行的 undo log 。如果该行未被更新，则为空。
DB_ROW_ID（6字节）：如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时，InnoDB 会使用该 id 来生成聚簇索引。

ReadView

class ReadView {/* ... */
private:trx_id_t m_low_limit_id;      /* 大于等于这个 ID 的事务均不可见 */trx_id_t m_up_limit_id;       /* 小于这个 ID 的事务均可见 */trx_id_t m_creator_trx_id;    /* 创建该 Read View 的事务ID */trx_id_t m_low_limit_no;      /* 事务 Number, 小于该 Number 的 Undo Logs 均可以被 Purge */ids_t m_ids;                  /* 创建 Read View 时的活跃事务列表 */m_closed;                     /* 标记 Read View 是否 close */
}

ReadView主要是用来做可见性判断，里面保存了 “当前对本事务不可见的其他活跃事务”

主要有以下字段：

m_low_limit_id：目前出现过的最大的事务 ID+1，即下一个将被分配的事务 ID。大于等于这个 ID 的数据版本均不可见。
m_up_limit_id：活跃事务列表 m_ids 中最小的事务 ID，如果 m_ids 为空，则 m_up_limit_id 为 m_low_limit_id。小于这个 ID 的数据版本均可见。
m_ids：Read View 创建时其他未提交的活跃事务 ID 列表。创建 Read View时，将当前未提交事务 ID 记录下来，后续即使它们修改了记录行的值，对于当前事务也是不可见的。m_ids 不包括当前事务自己和已提交的事务（正在内存中）。
m_creator_trx_id：创建该 Read View 的事务 ID。

undo log

undo log 主要有两个作用：

当事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子。
另一个作用是 MVCC ，当读取记录时，若该记录被其他事务占用或当前版本对该事务不可见，则可以通过 undo log 读取之前的版本数据，以此实现非锁定读。

在 InnoDB 存储引擎中 undo log 分为两种： insert undo log 和 update undo log：

insert undo log ：指在 insert 操作中产生的 undo log。因为 insert 操作的记录只对事务本身可见，对其他事务不可见，故该 undo log 可以在事务提交后直接删除。不需要进行 purge 操作。

insert 时的数据初始状态：

update undo log ：update 或 delete 操作中产生的 undo log。该 undo log可能需要提供 MVCC 机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入 undo log 链表，等待 purge线程 进行最后的删除。

数据第一次被修改时：

数据第二次被修改时：

不同事务或者相同事务的对同一记录行的修改，会使该记录行的 undo log 成为一条链表，链首就是最新的记录，链尾就是最早的旧记录。

数据可见性算法（重要）

在 InnoDB 存储引擎中，创建一个新事务后，执行每个 select 语句前，都会创建一个快照（Read View），快照中保存了当前数据库系统中正处于活跃（没有 commit）的事务的 ID 号。其实简单的说保存的是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务 ID 列表（即 m_ids）。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候，InnoDB 会将该记录行的 DB_TRX_ID 与 Read View 中的一些变量及当前事务 ID 进行比较，判断是否满足可见性条件。具体判断流程如下所示：

如果记录 DB_TRX_ID < m_up_limit_id，那么表明最新修改该行的事务（DB_TRX_ID）在当前事务创建快照之前就提交了，所以该记录行的值对当前事务是可见的
如果 DB_TRX_ID >= m_low_limit_id，那么表明最新修改该行的事务（DB_TRX_ID）在当前事务创建快照之后才修改该行，所以该记录行的值对当前事务不可见。跳到步骤 5
m_ids 为空，则表明在当前事务创建快照之前，修改该行的事务就已经提交了，所以该记录行的值对当前事务是可见的
如果 m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_low_limit_id，表明最新修改该行的事务（DB_TRX_ID）在当前事务创建快照的时候可能处于“活动状态”或者“已提交状态”；所以就要对活跃事务列表 m_ids 进行查找（源码中是用的二分查找，因为是有序的）
- 如果在活跃事务列表 m_ids 中能找到 DB_TRX_ID，表明：① 在当前事务创建快照前，该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了，但没有提交；或者 ② 在当前事务创建快照后，该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了。这些情况下，这个记录行的值对当前事务都是不可见的。跳到步骤 5
- 在活跃事务列表中找不到，则表明“id 为 trx_id 的事务”在修改“该记录行的值”后，在“当前事务”创建快照前就已经提交了，所以记录行对当前事务可见
在该记录行的 DB_ROLL_PTR 指针所指向的 undo log 取出快照记录，用快照记录的 DB_TRX_ID 跳到步骤 1 重新开始判断，直到找到满足的快照版本或返回空

RC 和 RR 隔离级别下 MVCC 的差异

在面试过程中，这个问题感觉还是很常见的，所以还是有必要说一下。

虽然两者都使用MVCC，但它们生成 Read View 的时机却不同：

在 RC 隔离级别下的 每次select 查询前都生成一个Read View (m_ids 列表)
在 RR 隔离级别下只在事务开始后 第一次select 数据前生成一个Read View（m_ids 列表）

如何解决不可重复读？

上面我们已经说明了RC和RR两个隔离级别使用MVCC的区别在于生成ReadView的时机不同，我们接下来通过一个例子深入理解一下。

举个例子：

	101事务	102事务	103事务
T1	begin
T2		begin	begin
T3	update user set name = 张三 where id = 1；
T4	update user set name = 李四 where id = 1；		select * from user where id = 1;
T5	commit	update user set name =王五 where id = 1；
T6			select * from user where id = 1;
T7		update user set name =赵六 where id = 1；
T8		commit
T9			select * from user where id = 1;
T10			commit

RC模式

假设时间线来到 T4 ，那么此时数据行 id = 1 的版本链为：

由于 RC 级别下每次查询都会生成Read View ，并且事务 101、102 并未提交，此时 103 事务生成的 Read View 中活跃的事务 m_ids 为：[101,102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：101，m_creator_trx_id 为：103
- 此时最新记录的 DB_TRX_ID 为 101，m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id，所以要在 m_ids 列表中查找，发现 DB_TRX_ID 存在列表中，那么这个记录不可见。
- 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录，上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101，不可见。
- 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花。
时间线来到T6：

因为在 RC 级别下，重新生成 Read View，这时事务 101 已经提交，102 并未提交，所以此时 Read View 中活跃的事务 m_ids：[102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：102，m_creator_trx_id为：103
- 此时最新记录的 DB_TRX_ID 为 102，m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id，所以要在 m_ids 列表中查找，发现 DB_TRX_ID 存在列表中，那么这个记录不可见
- 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录，上一条记录的 DB_TRX_ID 为 101，满足 101 < m_up_limit_id，记录可见，所以在 T6 时间点查询到数据为 name = 李四，与时间 T4 查询到的结果不一致，不可重复读！
时间线来到T9：

继续重新生成 Read View，这时事务 101 和 102 都已经提交，所以 m_ids 为空，则 m_up_limit_id = m_low_limit_id = 104，最新版本事务 ID 为 102，满足 102 < m_low_limit_id，可见，查询结果为 name = 赵六。

可以发现，由于每次查询开始时都会重新生成ReadView，所以导致不可重复读。

RR模式

在可重复读级别下，只会在事务开始后第一次读取数据时生成一个 Read View（m_ids 列表不变）。

T4时间线：

在当前执行 select 语句时生成一个 Read View，此时 m_ids：[101,102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：101，m_creator_trx_id 为：103

此时和 RC 级别下一样：
- 最新记录的 DB_TRX_ID 为 101，m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id，所以要在 m_ids 列表中查找，发现 DB_TRX_ID 存在列表中，那么这个记录不可见。
- 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录，上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101，不可见。
- 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花。
T6时间线：

在 RR 级别下只会生成一次Read View，所以此时依然沿用 m_ids ：[101,102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：101，m_creator_trx_id 为：103
- 最新记录的 DB_TRX_ID 为 102，m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id，所以要在 m_ids 列表中查找，发现 DB_TRX_ID 存在列表中，那么这个记录不可见。
- 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录，上一条记录的 DB_TRX_ID 为 101，不可见。
- 继续根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录，上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101，不可见。
- 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花。
T9时间线：

此时情况跟 T6 完全一样，由于已经生成了 Read View，此时依然沿用 m_ids ：[101,102] ，所以查询结果依然是 name = 菜花。

所以由上面的例子可见，在RR模式下能解决不可重复读问题。

如何解决幻读？

InnoDB存储引擎在 RR 级别下通过 MVCC和 Next-key Lock 来解决幻读问题：

1、执行普通 select，此时会以 MVCC 快照读的方式读取数据

在快照读的情况下，RR 隔离级别只会在事务开启后的第一次查询生成 Read View ，并使用至事务提交。所以在生成 Read View 之后其它事务所做的更新、插入记录版本对当前事务并不可见，实现了可重复读和防止快照读下的 “幻读”。

2、执行 select…for update/lock in share mode、insert、update、delete 等当前读

在当前读下，读取的都是最新的数据，如果其它事务有插入新的记录，并且刚好在当前事务查询范围内，就会产生幻读！InnoDB 使用 Next-key Lock来防止这种情况。当执行当前读时，会锁定读取到的记录的同时，锁定它们的间隙，防止其它事务在查询范围内插入数据。

以上便是MVCC相关内容，如有错误请及时指正。