MySQL是如何实现可重复读的?

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《MySQL实战45讲》笔记。

简单理解一下可重复读

可重复读是指：一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。

我们可以简单理解为：在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就”拍了个快照“。注意，这个快照是基于整个库的。

这时，你可能就会想，如果一个库有 100G，那么我启动一个事务，MySQL就要拷贝 100G 的数据出来，这个过程得多慢啊。可是，我平时的事务执行起来很快啊。

实际上，我们并不需要拷贝出这 100G 的数据。我们来看下”快照“是怎么实现的。

拍个快照

InnoDB 里面每个事务都有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。

每条记录在更新的时候都会同时记录一条 undo log，这条 log 就会记录上当前事务的 transaction id，记为 row trx_id。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。

如下图所示，一行记录被多个事务更新之后，最新值为 k=22。假设事务A在 trx_id=15 这个事务提交后启动，事务A 要读取该行时，就通过 undo log，计算出该事务启动瞬间该行的值为 k=10。

在可重复读隔离级别下，一个事务在启动时，InnoDB 会为事务构造一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在”活跃“的所有事务ID。”活跃“指的是，启动了但还没提交。

数组里面事务 ID 为最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。

这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。

这个视图数组把所有的 row trx_id 分成了几种不同的情况。

1. 如果 trx_id 小于低水位，表示这个版本在事务启动前已经提交，可见；
2. 如果 trx_id 大于高水为，表示这个版本在事务启动后生成，不可见；
3. 如果 trx_id 大于低水位，小于高水位，分为两种情况：
   1. 若 trx_id 在数组中，表示这个版本在事务启动时还未提交，不可见；
   2. 若 trx_id 不在数组中，表示这个版本在事务启动时已经提交，可见。

InnoDB 就是利用 undo log 和 trx_id 的配合，实现了事务启动瞬间”秒级创建快照“的能力。

举个栗子

初始化语句

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `k` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

下表为事务A, B, C 的执行流程

事务A	事务B	事务C
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
	START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
		UPDATE t SET k=k+1 WHERE id=1;
	UPDATE t SET k=k+1 WHERE id=1;
	SELECT k FROM t WHERE id=1;
SELECT k FROM t WHERE id=1;
COMMIT;
	COMMIT;

我们假设事务A, B, C 的 trx_id 分别为 100, 101, 102。事务A开始前活跃的事务 ID 只有 99，并且 id=1 这一行数据的 trx_id=90。

根据假设，我们得出事务启动瞬间的视图数组：事务A：[99, 100]，事务B：[99, 100, 101]，事务C：[99, 100, 101, 102]。

1. 事务C通过更新语句，把 k 更新为 2，此时trx_id=102；
2. 事务B通过更新语句，把 k 更新为 3，此时trx_id=101；
3. 事务B通过查询语句，查询到最新一条记录为3，trx_id=101，满足隔离条件，返回 k=3；
4. 事务A通过查询语句：
   1. 查询到最新一条记录为3，trx_id=101，比高水位大，不可见；
   2. 通过 undo log，找到上一个历史版本，trx_id=102，比高水位大，不可见；
   3. 继续找上一个历史版本，trx_id=90，比低水位小，可见。

提出问题：为啥事务B更新的时候能看到事务C的修改？

我们假设事务B在更新的看不到事务C的修改，是什么个情况？

1. 事务B查询到最新一条记录为2，trx_id=102，比高水位大，不可见；
2. 通过 undo log，找到上一个版本，trx_id=90，比低水位小，可见；
3. 返回记录 k=1，执行 k=k+1，把 k 更新为2，此时 trx_id=101。

如果是这种情况，事务C可能就蒙了：“啥子情况，我的更新怎么就丢了”。事务B覆盖了事务C的更新。

所以，InnoDB在更新时运用一条规则：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读“ （current read）。

因此，事务B在更新时要拿到最新的数据，在此基础上做更新。紧接着，事务B在读取的时候，查询到最新的记录为3， trx_id=101 为当前事务ID，可见。

我们再假设另一种情况：

事务B在更新之后，事务C紧接着更新，事务B回滚了，事务C成功提交。

事务B	事务C
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
	START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
UPDATE t SET k=k+1 WHERE id=1;
	UPDATE t SET k=k+1 WHERE id=1;
	SELECT k FROM t WHERE id=1;
ROLLBACK;
	COMMIT;

如果按照当前读的定义，会发生以下事故，假设当前 K=1：

1. 事务B把 k 更新为 2；
2. 事务C读取到当前最新值，k=2，更新为3；
3. 事务B回滚；
4. 事务C提交。

这时候，事务C发现自己想要执行的是 +1 操作，结果变成了 ”+2“ 操作。

InnoDB 肯定不允许这种情况的发生，事务B在执行更新语句时，会给该行加上行锁，直到事务B结束，才会释放这个锁。

小结

1. InnoDB 的行数据有多个版本，每个版本都有 row trx_id。
2. 事务根据 undo log 和 trx_id 构建出满足当前隔离级别的一致性视图。
3. 可重复读的核心是一致性读，而事务更新数据的时候，只能使用当前读，如果当前记录的行锁被其他事务占用，就需要进入锁等待。

参考

03 | 事务隔离：为什么你改了我还看不见？-极客时间

08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？-极客时间

本文首发于我的个人博客 https://chaohang.top

作者 张小超

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