MySQL 中怎么實現可重復讀操作

這篇文章將為大家詳細講解有關MySQL 中怎么實現可重復讀操作，文章內容質量較高，因此小編分享給大家做個參考，希望大家閱讀完這篇文章后對相關知識有一定的了解。

賬戶表(省去其他字段)結構如下：

CREATE TABLE `account` (     `id`      bigint(20) NOT NULL,     `balance` bigint(20) DEFAULT NULL,     PRIMARY KEY (`id`)  ) ENGINE = InnoDB   DEFAULT CHARSET = utf8mb4   COLLATE = utf8mb4_bin;

扣減余額時，sql 語序如下所示：

更新余額 sql 語序

ps:看到上面的語序，有沒有個小問號?為什么相同查詢了這么多次?

其實這些 SQL 語序并不在同個方法內，并且有些方法被抽出復用，所以導致一些相同查詢結果沒辦法往下傳遞，所以只得再次從數據庫中查詢。

為了防止并發更新余額，在 t3 時刻，使用寫鎖鎖住該行記錄。若加鎖成功，其他線程的若也執行到 t3,將會被阻塞，直到前一個線程事務提交。

t5 時刻，進入到下一個方法，再次獲取賬戶余額，然后在 Java 方法內比較余額與扣減金額，若余額充足，在 t7 時刻執行更新操作。

上面的 SQL 語序看起來沒有什么問題吧，實際也是這樣的，賬戶系統已經在生產運行很久，沒出現什么問題。但是這里需要說一個前提，系統數據庫是 Oracle  。

但是從上面表結構，可以得知此次數據庫被切換成 MySQL，系統其他任何代碼以及配置都不修改(sql 存在小改動)。

就是這種情況下，并發執行發生余額多扣，即實際余額明明小于扣減金額，但是卻做了余額更新操作，最后導致余額變成了負數。

下面我們來重現并發這種情況，假設有兩個事務正在發執行該語序，執行順序如圖所示。

注意點：數據庫使用的是 MySQL，默認事務隔離等級，即 RR。數據庫記錄為 id=1  balance=1000，假設只有當時只有這兩個事務在執行。

各位讀者可以先思考一下，t2,t3,t4,t5,t6,t11 時刻余額多少。

下面貼一下事務隔離等級RR 下的答案。

事務 1 的查詢結果為：

• t2 (1,1000)

• t4 (1,1000)

• t6 (1,1000)

事務 2 的查詢結果為：

• t3 (1,1000)

• t5 (1,900)

• t11 (1,1000)

有沒有跟你想的結果的一樣?

接著將事務隔離等級修改成 RC，同樣再來思考一下 t2,t3,t4,t5,t6,t11 時刻余額。

再次貼下事務隔離等級RC 下的答案。

事務 1 的查詢結果為：

• t2 (1,1000)

• t4 (1,1000)

• t6 (1,1000)

事務 2 的查詢結果為：

• t3 (1,1000)

• t5 (1,900)

• t11 (1,900)

事務 1 的查詢結果，大家應該會沒有什么問題，主要疑問點應該在于事務 2，為什么換了事務隔離等級結果卻不太一樣?

下面我們先帶著疑問，了解一下 MySQL 的相關原理 ，看完你就會明白這一切。

• MVCC

• 一致性視圖

• 快照讀與當前讀

MVCC

我們先來看下一個簡單的例子，

事務隔離等級為 RR ， id=1 balance=1000

更新時序

事務 1 將 id=1 記錄 balance 更新為 900，接著事務 2 在 t5 時刻查詢該行記錄結果，很顯然該行記錄應該為 id=1  balance=1000。

如果 t5 查詢最新結果 id=1 balance=900，這就讀取到事務 1 未提交的數據，顯然不符合當前事務隔離級別。

從上面例子可以看到 id=1 的記錄存在兩個版本，事務 1 版本記錄為 balance=1000 ，事務 2 版本記錄為 balance=900。

上述功能，MySQL 使用 MVCC 機制實現功能。

MVCC：Multiversion concurrency control，多版本并發控制。摘錄一段淘寶數據庫月報的解釋：

多版本控制:  指的是一種提高并發的技術。最早的數據庫系統，只有讀讀之間可以并發，讀寫，寫讀，寫寫都要阻塞。引入多版本之后，只有寫寫之間相互阻塞，其他三種操作都可以并行，這樣大幅度提高了  InnoDB 的并發度。在內部實現中，與 Postgres 在數據行上實現多版本不同，InnoDB 是在 undolog 中實現的，通過 undolog  可以找回數據的歷史版本。找回的數據歷史版本可以提供給用戶讀(按照隔離級別的定義，有些讀請求只能看到比較老的數據版本)，也可以在回滾的時候覆蓋數據頁上的數據。在  InnoDB 內部中，會記錄一個全局的活躍讀寫事務數組，其主要用來判斷事務的可見性。

可以看到 MVCC 主要用來提高并發，還可以用來讀取老版本數據。

在學習 MVCC 原理之前，首先我們需要了解 MySQL 記錄結構。

行記錄

如上圖所示，account 表一行記錄，除了真實數據之外，還會存在三個隱藏字段，用來記錄額外信息。

• DB_TRX_ID:事務 id。

• DB_ROLL_PTR: 回滾指針，指向 undolog。

• ROW_ID：行 id,與此次無關。

MySQL InnoDB 里面每個事務都會有一個唯一事務 ID，它在事務開始的時候會跟 InnoDB 的事務系統申請的，并且嚴格按照順序遞增的。

每次事務更新數據時，將會生成一個新的數據版本，然后會把當前的事務 id 賦值給當前記錄的  DB_TRX_ID。并且數據更新記錄(1,1000---->1,900)將會記錄在 undo log(回滾日志)中，然后使用當前記錄的  DB_ROLL_PTR 指向 und olog。

這樣 MySQL 就可以通過 DB_ROLL_PTR 找到 undolog 推導出之前版本記錄內容。

查找過程如下：

查找過程

若需要知道 V1 版本記錄，首先根據當前版本 V3 的 DB_ROLL_PTR 找到 undolog，然后根據 undolog 內容，計算出上一個版本  V2。以此類推，最終找到 V1 這個版本記錄。

V1，V2 并不是物理記錄，沒有真實存在，僅僅具有邏輯意義。

一行數據記錄可能同時存在多個版本，但并不是所有記錄都能對當前事務可見。不然上面 t5 就可能查詢到最新的數據。所以查找數據版本時候 MySQL  必須判斷數據版本是否對當前事務可見。

一致性視圖

MySQL 會在事務開始后建立一個一致性視圖(并不是立刻建立)，在這個視圖中，會保存所有活躍的事務(還未提交的事務)。

假設當前事務保存活躍事務數組為如下圖。

視圖數組

判斷版本對于當前事務是否可見時，基于以下規則判斷：

• 若版本事務 id 小于當前活躍事務 id 數組最小值,比如版本 id 為 40，小于活躍數組最小值  45。這就代表當前版本的事務已提交，當前版本對于當前事務可見。

• 若版本事務 id 大于當前活躍事務數組的最大值，如版本事務 id 為 100， 大于數組最大事務 id  90。說明了這個版本是當前事務創建之后生成，所以這個版本對于當前事務不可見。

• 若版本事務 id 是當前活躍數組事務之一，比如版本事務 id 為 56。代表記錄版本所屬事務還未提交，所以該版本對于當前事務不可見。

• 若版本事務 id 不是當前活躍數組事務之一，但是事務 id 位于活躍數組最小值與最大值之一，比如如事務 ID  57。代表當前記錄事務已提交，所以該版本對于當前事務可見。

• 若版本事務 id 為當前事務 id，代表該行數據是當前事務變更的，當然得可見。

4 這個規則可能比較繞，結合上面圖片比較好理解。

以上判斷規則可能比較抽象，看不懂，沒事，我們再用大白話解釋一下：

• 未提交事務生成的記錄版本，不可見。

• 視圖生成前，已提交事務生成記錄版本可見。

• 視圖生成后，新事務生成記錄版本不可見。

• 自身事務更新永遠可見。

一致性視圖只會在 RR 與 RC 下才會生成，對于 RR 來說，一致性視圖會在第一個查詢語句的時候生成。而對于 RC  來說，每個查詢語句都會重新生成視圖。

當前讀與快照讀

MySQL 使用 MVCC 機制，可以讀取之前版本數據。這些舊版本記錄不會且也無法再去修改，就像快照一樣。所以我們將這種查詢稱為快照讀。

當然并不是所有查詢都是快照讀，select .... for update/ in share mode  這類加鎖查詢只會查詢當前記錄最新版本數據。我們將這種查詢稱為當前讀。

問題分析

講完原理之后，我們回過頭分析一下上面查詢結果的原因。

這里我們將上面答案再貼過來。

事務隔離級別為 RR，t2，t3 時刻兩個事務由于查詢語句，分別建立了一致性視圖。

t4 時刻，由于事務 1 使用 select.. for update 為 id=1 這一行上了一把鎖，然后獲取到最新結果。而 t5  時刻，由于該行已被上鎖，事務 2 必須等待事務 1 釋放鎖才能繼續執行。

t6 時刻根據一致性視圖，不能讀取到其他事務提交的版本，所以數據沒變。t8 時刻余額扣減 100，t9 時刻提交事務。

此時最新版本記錄為 id=1 balance=900。

由于事務 1 事務已提交，行鎖被釋放，t5 成功獲取到鎖。由于 t5 是當前讀，所以查詢的結果為最新版本數據(1,900)。

重點來了，當前這條記錄的最新版本數據為 (1,900)，但是最新版本事務 id，卻是事務 2  創建之后未提交的事務，位于活躍事務數組中。所以最新記錄版本對于事務 2 是不可見的。

沒辦法只能根據 undolog 去讀取上一版本記錄 (1,1000) ，這個版本記錄剛好對于事務 2 可見，所以 t11 的記錄為  (1,1000)。

而當我們將事務隔離等級修改成 RC，每次都會重新生成一致性視圖。所以 t11 時刻重新生成了一致性視圖，這時候事務 1 已提交，當前最新版本的記錄對于事務  2 可見，所以 t11 的結果將會變為 (1,900)。

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