資料庫事務系列－MySQL跨行事務模型

說來和MySQL倒是有緣，畢業的第一份作業就被分配到了RDS團隊，主要負責把MySQL弄到云上做成資料庫服務，雖說整天和MySQL打交道，但說實話那段時間并沒有很深入的理解MySQL內核，做的事情基本都是圍繞著MySQL做管控系統，比較上層，好在周邊都是MySQL內核神級人物，在他們的熏陶下多多少少對MySQL的一些基本知識有一些零碎的記錄和模糊的認識，這些基礎對于今天整理理解MySQL跨行事務模型非常重要，更重要的，有很多不解的地方也可以向大神請教，

MySQL事務模型在網上也有很多的介紹，在寫這篇文章之前本人也翻看了很多資料作為參考，以期讓自己理解的更加深入全面，看了大多數介紹文章之后發現部分文章并不完整，比如有的只介紹了幾種隔離級別下MySQL的表現，并沒有從技術角度進行解讀，有的文章說的倒很全面，但缺乏些許條理，讀起來并不容易理解，這也是筆者希望能夠帶給大家一點不一樣的東西，從技術角度進行解讀，并且利于理解，

MySQL事務原子性保證

事務原子性要求事務中的一系列操作要么全部完成，要么不做任何操作，不能只做一半，原子性對于原子操作很容易實作，就像HBase中行級事務的原子性實作就比較簡單，但對于多條陳述句組成的事務來說，如果事務執行程序中發生例外，需要保證原子性就只能回滾，回滾到事務開始前的狀態，就像這個事務根本沒有發生過一樣，如何實作呢？

MySQL實作回滾操作完全依賴于undo log，多說一句，undo log在MySQL除了用來實作原子性保證之外，還用來實作MVCC，下文也會涉及到，使用undo實作原子性在操作任何資料之前，首先會將修改前的資料記錄到undo log中，再進行實際修改，如果出現例外需要回滾，系統可以利用undo中的備份將資料恢復到事務開始之前的狀態，下圖是MySQL中表示事務的基本資料結構，其中與undo相關的欄位為insert_undo和update_undo，分別指向本次事務所產生的undo log，

事務回滾根據update_undo（或者insert_undo）找到對應的undo log，做逆向操作即可，對于已經標記洗掉的資料清理洗掉標記，對于更新資料直接回滾更新；插入操作稍微復雜一些，不僅需要洗掉資料，還需要洗掉相關的聚集索引以及二級索引記錄，

undo log是MySQL內核中非常重要的一塊內容，涉及知識比較多而且復雜，比如：

• 1. undo log必須在資料修改之前持久化，undo log持久化需不需要記錄redo以防止宕機例外？如果需要就又涉及宕機恢復…

• 2. 通過undo log如何實作MVCC？

• 3. 那些undo log可以在什么場景下回收清理？如何清理？

MySQL事務一致性保證：強一致性事務保證

MySQL事務隔離級別

Read Uncommitted（RU技術解讀：使用X鎖實作寫寫并發）

Read Uncommitted只實作了寫寫并發控制，并沒有有效的讀寫并發控制，導致當前事務可能讀到其他事務中還未提交的修改資料，這些資料準確性并不靠譜（有可能被回滾掉），因此在此基礎上作出的一切假設就都不靠譜的，在現實場景中很少有業務會選擇該隔離級別，

寫寫并發實作機制和HBase并無兩樣，都是使用兩階段鎖協議對相應記錄加行鎖實作，不過MySQL中行鎖機制比較復雜，根據行記錄是否是主鍵索引、唯一索引、非唯一索引或者無索引等分為多種加鎖情況，

• 1. 如果id列是主鍵索引，MySQL只會為聚簇索引記錄加鎖，

• 2. 如果id列是唯一二級索引，MySQL會為二級索引葉子節點以及聚簇索引記錄加鎖，

• 3. 如果id列是非唯一索引，MySQL會為所有滿足條件(id = 15)的二級索引葉子節點以及對應的聚簇索引記錄加鎖，

• 4. 如果id列是無索引的，SQL會走聚簇索引全表掃描，并將掃描結果加載到SQL Server層進行過濾，因此InnoDB會為掃描過的所有記錄先加上鎖，如果SQL Server層過濾不符合條件，InnoDB會釋放該鎖，因此InnoDB會為掃描到的所有記錄都加鎖，很恐怖吧!

接下來無論是RC、RR，抑或是Serialization，寫寫并發控制都使用上述機制，所以不再贅述，接下來會重點分析RC和RR隔離級別中的讀寫并發控制機制，

在詳細介紹RC和RR之前，有必要在此先行介紹MySQL中MVCC機制，因為RC和RR都使用MVCC機制實作事務之間的讀寫并發，只不過兩者在實作細節上有一些區別，具體區別接下來再聊，

MVCC in MySQL

MySQL中MVCC機制相比HBase來說要復雜的多，涉及的資料結構也比較復雜，為了解釋的比較清晰，以一個栗子為模版進行解釋，比如當前有一行記錄如下圖所示：

前面四列是該行記錄的實際列值，需要重點關注的是DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR兩個隱藏列（對用戶不可見），其中DB_TRX_ID表示修改該行事務的事務ID，而DB_ROLL_PTR表示指向該行回滾段的指標，該行記錄上所有版本資料，在undo中都通過鏈表形式組織，該值實際指向undo中該行的歷史記錄鏈表，

現在假設有一個事務trx2修改了該行資料，該行記錄就會變為下圖形式，DB_TRX_ID為最近修改該行事務的事務ID(trx2)，DB_ROLL_PTR指向undo歷史紀錄鏈表：

了解了MySQL行記錄之后，再來看看事務的基本結構，下圖是MySQL的事務資料結構，上文我們提到過，事務在開啟之后會創建一個資料結構存盤事務相關資訊、鎖資訊、undo log以及非常重要的read_view資訊，

read_view保存了當前事務開啟時整個MySQL中所有活躍事務串列，如下圖所示，在當前事務開啟的時候，系統中活躍的事務有trx4、trx6、trx7以及trx10，另外，up_trx_id表示當前事務啟動時，當前事務鏈表中最小的事務ID；low_trx_id表示當前事務啟動時，當前事務鏈表中最大的事務ID，

read_view是實作MVCC的一個關鍵點，它用來判斷記錄的哪個版本對當前事務可見，如果當前事務要讀取某行記錄，該行記錄的版本號（事務ID）為trxid，那么：

• 1. 如果trxid < up_trx_id，說明該行記錄所在的事務已經在當前事務創建之前就提交了，所以該行記錄對當前事務可見，

• 2. 如果trxid > low_trx_id，說明該行事務所在的事務是在當前事務創建之后才開啟，所以該行記錄對當前事務不可見，

• 3. 如果up_trx_id < trxid < low_trx_id， 那么表明該行記錄所在事務在本次新事務創建的時候處于活動狀態，從up_trx_id到low_trx_id進行遍歷，如果trxid等于他們之中的某個事務id的話，那么不可見，否則可見，

以下面行記錄為例，該行記錄存在多個版本（trx2、trx5、trx7以及trx12），其中trx12是最新版本，看看該行記錄中哪個版本對當前事務可見，

• 1. 該行記錄的最新版本為trx12，與當前事務read_view進行對比發現，trx12大于當前活躍事務串列中的最大事務trx10，表示trx12是在當前事務創建之后才開啟的，因此不可見，

• 2. 再查看該行記錄的第二個最新版本為trx7，與當前事務read_view對比發現，trx7介于當前活躍事務串列最小事務ID和最大事務ID之間，表明該行記錄所在事務在當前事務創建的時候處于活動狀態，在活躍串列中遍歷發現trx7確實存在，說明該事務還沒有提交，所以對當前事務不可見，

• 3. 繼續查看該記錄的第三個最新版本trx5，也介于當前活躍事務串列最小事務ID和最大事務ID之間，表明該行記錄所在事務在當前事務創建的時候處于活動狀態，但遍歷發現該版本并不在活躍事務串列中，說明trx5對應事務已經提交（注：事務提交時間與事務編號沒有任何關聯，有可能事務編號大的事務先提交，事務編號小的事務后提交），因此trx5版本行記錄對當前事務可見，直接回傳，

Read Committed（技術解讀：寫寫并發使用X鎖，讀寫并發使用MVCC避免臟讀）

上文介紹了MySQL中MVCC技術實作機制，但要明白RC隔離級別下事務可見性，還需要get一個核心點：RC隔離級別下的事務在每次執行select時都會生成一個最新的read_view代替原有的read_view，

如上圖所示，左側為1號事務，在不同時間點對id=1的記錄分別查詢了三次，右側為2號事務，對id=1的記錄進行了更新，更新前該記錄只有一個版本，更新好變成了兩個版本，

1號事務在RC隔離級別下每次執行select請求都會生成一個最新的read_view，前兩次查詢生成的全域事務活躍串列中包含trx2，因此根據MVCC規定查到的記錄為老版本；最后一次查詢的時間點位于2號事務提交之后，因此生成的全域活躍事務串列中不包含trx2，此時在根據MVCC規定查到的記錄就是最新版本記錄，

Repeatable Read（技術解讀：寫寫并發使用X鎖，讀寫并發使用MVCC避免不可重復讀；當前讀使用Gap鎖避免幻讀）

和RC模式不同，RR模式下事務不會再每次執行select的時候生成最新的read_view，而是在事務第一次select時就生成read_view，后續不會再變更，直至當前事務結束，這樣可以有效避免不可重復讀，使得當前事務在整個事務程序中讀到的資料都保持一致，示意圖如下所示：

這個就很容易理解，三次查詢所使用的全域活躍事務串列都一樣，且都是第一次生成的read_view，那之后查到的記錄必然和第一次查到的記錄一致，

RR隔離級別能夠避免幻讀嗎？

如果對幻讀還不了解的話，可以參考該系列的第一篇文章，如下圖所示，1號事務對針對id>1的過濾條件執行了三次查詢，2號事務執行了一次插入，插入的記錄剛好符合id>1這個條件，可以看出來，三次查詢得到的資料是一致的，這個是由RR隔離級別的MVCC機制保證的，這么看來，是避免了幻讀，但是在最后1號事務在id=2處插入一條記錄，MySQL會回傳Duplicate entry的錯誤，可見避免了幻讀是一種假象，

嚴格意義避免幻讀（技術解讀：當前讀使用Gap鎖避免幻讀）

之前提到的所有RR級別的select陳述句我們稱為快照讀，快照讀能夠保證不可重復讀，但并不能避免幻讀，于是MySQL又提出”當前讀”的概念，常見的當前讀陳述句有：

1.  select for update

2.  select lock in share mode

3.  update / delete

并且規定，RR級別下當前讀陳述句會給記錄加上一種特殊的鎖－Gap鎖，Gap鎖并不鎖定某個具體的記錄，而是鎖定記錄與記錄之間的間隔，保證這個間隔中不會插入新的其他記錄，下圖是一個示意圖：

上圖中1號事務首先執行了一個當前讀的select陳述句，這個陳述句會在 id > 0的所有間隔加上Gap鎖，接下來2號事務在id = 3處執行插入時系統就會回傳Lock wait timeout execcded的例外，當然，其他事務可以在id <= 0的條件下插入成功，這沒問題，

Serializable （技術解讀：S鎖(讀)＋X鎖(寫)）

Serialization隔離級別是最嚴格的隔離級別，所有讀請求都會加上讀鎖，不分快照讀和當前讀，所有寫會加上寫鎖，當然，這種隔離級別的性能因為鎖開銷而相對最差，

MySQL事務持久性保證

MySQL事務持久化策略和HBase基本相同，但是涉及的組件相對比較多，主要有doublewrite、redo log以及binlog：

1. MySQL資料持久化（DoubleWrite）

實際上MySQL的真實資料寫入分為兩次寫入，一次寫入到一個稱為DoubleWrite的地方，寫成功之后再真實寫入資料所在磁盤，為什么要寫兩次？這是因為MySQL資料頁大小與磁盤一次原子操作大小不一致，有可能會出現部分寫入的情況，比如默認InnoDB資料頁大小為16K，而磁盤一次原子寫入大小為512位元組（扇區大小），這樣一個資料頁寫入需要多次IO，這樣一旦中間發生例外就會出現資料丟失，另外需要注意的是DoubleWrite性能并不會影響太大，因為寫入DoubleWrite是順序寫入，對性能影響來說不是很大，

2. redolog持久化策略（innodb_flush_log_at_trx_commit）

redolog是InnoDB的WAL，資料先寫入redolog并落盤，再寫入更新到bufferpool，redolog的持久化策略和HBase中hlog的持久化策略一致，默認為1，表示每次事務提交之后log就會持久化到磁盤；該值為0表示每隔1秒鐘左右由異步執行緒持久化到磁盤，這種情況下MySQL發生宕機有可能會丟失部分資料，該值為2表示每次事務提交之后log會flush到作業系統緩沖區，再由作業系統異步flush到磁盤，這種情況下MySQL發生宕機不會丟失資料，但機器宕機有可能會丟失部分資料，

3. binlog持久化策略（sync_binlog）

binlog作為Server層的日志系統，主要以events的形式順序紀錄了資料庫的各種操作，同時可以紀錄每次操作所花費的時間，在MySQL官方檔案上，主要介紹了Binlog的兩個最基本核心作用：備份和復制，因此binlog的持久化會一定程度影響資料備份和復制的完整性，和redo持久化策略相同，可取值有0，1，N，默認為0，表示寫入作業系統緩沖區，異步flush到磁盤，該值為1表示同步寫入磁盤，為N則表示每寫N次作業系統緩沖就執行一次重繪操作，

總結一下，本文是資料庫事務系列文章的第三篇，核心介紹了MySQL的單機跨行事務模型，其中對隔離性所涉及到的鎖技術、MVCC機制進行了比較詳細的說明，對事務原子性、持久性等相關特性也進行簡單的分析和說明，接著筆者將會帶大家一起聊聊分布式事務模型，看看和單機事務模型到底有何區別，

標籤：其他

上一篇：Python踩坑系列之使用redis報錯：module &#39;redis&#39; has no attribute &#39;Redis&#39;問題

下一篇：資料庫報ORA-12514