目录

一、事务的隔离级别

二、mysql怎么实现的可重复读

举例说明MVCC的实现

MVCC逻辑流程-插入

MVCC逻辑流程-删除

MVCC逻辑流程-修改

MVCC逻辑流程-查询

三、幻读

快照读和当前读

四、如何解决幻读

事务隔离级别有四种，mysql默认使用的是可重复读，mysql是怎么实现可重复读的？为什么会出现幻读？是否解决了幻读的问题？

一、事务的隔离级别

Repeatable Read（可重复读）
这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读 （Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题（mysql彻底解决了幻读问题？请往下看）。

在MySQL的众多存储引擎中，只有InnoDB支持事务，所有这里说的事务隔离级别指的是InnoDB下的事务隔离级别。

二、mysql怎么实现的可重复读

MVCC多版本并发控制(Multi-Version Concurrency Control)是MySQL中基于乐观锁理论实现隔离级别的方式，用于实现读已提交和可重复读取隔离级别。

在《高性能MySQL》中对MVCC的解释如下

讯享网

举例说明MVCC的实现

新建一张表test_zq如下

MVCC逻辑流程-插入

在插入数据的时候，假设系统的全局事务ID从1开始，以下SQL语句执行分析参考注释信息：

begin;-- 获取到全局事务ID insert into `test_zq` (`id`, `test_id`) values('5','68'); insert into `test_zq` (`id`, `test_id`) values('6','78'); commit;-- 提交事务 复制代码

当执行完以上SQL语句之后，表格中的内容会变成：

可以看到，插入的过程中会把全局事务ID记录到列 DB_TRX_ID 中去

MVCC逻辑流程-删除

对上述表格做删除逻辑，执行以下SQL语句（假设获取到的事务逻辑ID为 3）

讯享网begin；--获得全局事务ID = 3 delete test_zq where id = 6; commit; 复制代码

执行完上述SQL之后数据并没有被真正删除，而是对删除版本号做改变，如下所示：

MVCC逻辑流程-修改

修改逻辑和删除逻辑有点相似，修改数据的时候 会先复制一条当前记录行数据，同事标记这条数据的数据行版本号为当前是事务版本号，最后把原来的数据行的删除版本号标记为当前是事务。

执行以下SQL语句：

begin;-- 获取全局系统事务ID 假设为 10 update test_zq set test_id = 22 where id = 5; commit; 复制代码

执行后表格实际数据应该是：

MVCC逻辑流程-查询

此时，数据查询规则如下：

• 查找数据行版本号早于当前事务版本号的数据行记录

  

  也就是说，数据行的版本号要小于或等于当前是事务的系统版本号，这样也就确保了读取到的数据是当前事务开始前已经存在的数据，或者是自身事务改变过的数据

• 查找删除版本号要么为NULL，要么大于当前事务版本号的记录

  这样确保查询出来的数据行记录在事务开启之前没有被删除

根据上述规则，我们继续以上张表格为例，对此做查询操作

讯享网begin;-- 假设拿到的系统事务ID为 12 select * from test_zq; commit; 复制代码

执行结果应该是：

这样，同一个事务中，就实现了可重复读。

三、幻读

什么是幻读，如下：

InnoDB实现的RR通过mvcc机制避免了这种幻读现象。

另一种幻读：

姑且把左边的事务命名为事务A，右边的命名为事务B。
事务B执行后，在事务A中查询没有查到B添加的数据行，这就是可重复读。
但是，在事务A执行了update后，再查询时就查到了事务A中添加的数据，这就是幻读。
这种结果告诉我们其实在MySQL可重复读的隔离级别中并不是完全解决了幻读的问题，而是解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，就是说MVCC对于幻读的解决是不彻底的。

原以为这也是一种幻读，但经过多次研究资料，这只是对数据修改的操作(update、insert、delete)当前读产生的结果，他其实不是幻读。

快照读和当前读

出现了上面的情况我们需要知道为什么会出现这种情况。在查阅了一些资料后发现在RR级别中，通过MVCC机制，虽然让数据变得可重复读，但我们读到的数据可能是历史数据，不是数据库最新的数据。这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)，而读取数据库最新版本数据的方式，叫当前读 (current read)。

select 快照读

当执行select操作是innodb默认会执行快照读，会记录下这次select后的结果，之后select 的时候就会返回这次快照的数据，即使其他事务提交了不会影响当前select的数据，这就实现了可重复读了。快照的生成当在第一次执行select的时候，也就是说假设当A开启了事务，然后没有执行任何操作，这时候B insert了一条数据然后commit,这时候A执行 select，那么返回的数据中就会有B添加的那条数据。之后无论再有其他事务commit都没有关系，因为快照已经生成了，后面的select都是根据快照来的。

当前读

对于会对数据修改的操作(update、insert、delete)都是采用当前读的模式。在执行这几个操作时会读取最新的版本号记录，写操作后把版本号改为了当前事务的版本号，所以即使是别的事务提交的数据也可以查询到。假设要update一条记录，但是在另一个事务中已经delete掉这条数据并且commit了，如果update就会产生冲突，所以在update的时候需要知道最新的数据。也正是因为这样所以才导致幻读。

四、如何解决幻读

在快照读情况下，mysql通过mvcc来避免幻读。

在当前读情况下，mysql通过X锁或next-key来避免其他事务修改:

• 使用串行化读的隔离级别
• (update、delete)当where条件为主键时，通过对主键索引加record locks(索引加锁/行锁)处理幻读。
• (update、delete)当where条件为非主键索引时，通过next-key锁处理。next-key是record locks(索引加锁/行锁) 和 gap locks(间隙锁，每次锁住的不光是需要使用的数据，还会锁住这些数据附近的数据)的结合。

Next-Key Lock即在事务中select时使用如下方法加锁，这样在另一个事务对范围内的数据进行修改时就会阻塞（为什么有共享锁会阻塞？不能在有共享锁的记录上加X锁）：

select * from table where id<6 lock in share mode;--共享锁 select * from table where id<6 for update;--排他锁

关于next-key locks请参考https://www.cnblogs.com/zhoujinyi/p/3435982.html

参考文章：

https://juejin.im/post/5c68a4056fb9a049e063e0ab

https://zhuanlan.zhihu.com/p/

https://www.jianshu.com/p/69fd2ca17cfd

https://blog.csdn.net/AAA821/article/details/

https://dbaplus.cn/news-11-2518-1.html

《高性能MySQL》