一文讲清，MySQL如何解决多事务并发问题

待我称王封你为后i 2022-08-28 04:45 174阅读 0赞

MySQL默认事务隔离级别是repeatable-read（RR），脏读、不可重复读、幻读，都不会发生。它是怎么做到的呢？

这就是由经典的**MVCC多版本并发控制机制**做到的，MVCC的实现，又是基于**undo log版本链**的。

前面讲MySQL一行数据的存储格式，讲到了每行数据有两个隐藏的字段：trx\_id、roll\_pointer。trx\_id就是最近一次更新这条数据的事务id，roll\_pointer指向了你更新这个事务之前生成的undo log。

假设有一个事务A(id = 50)，插入了一条数据A，它的数据格式如下：

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图1 undo log版本链

接着事务B修改这条数据把值修改为B，事务B的id是58，此时会生成一个undo log记录之前的值，roll\_pointer指向这个undo log日志。

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图2 undo log版本链

假设再来了一个事务C，它的事务id是68，把数据值改为了C，此时undo log版本链就变成这样了。

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图3 undo log版本链

事务执行的时候，都会更新隐藏的字段trx\_id和roll\_pointer，同时之前多个数据快照对应的undo log也会通过roll\_pointer串联起来，最终形成一个版本链。

**基于undo log实现的ReadView**

执行一个事务的时候，会生成一个ReadView，里面包含这些东西：

*  m\_ids，此时有哪些事务在MySQL中还没有提交的事务id；  
    
 *  min\_trx\_id，m\_ids里最小的；
 *  max\_trx\_id，MySQL下一个要生成的事务id；
 *  creator\_trx\_id，表示生成该ReadView的事务的事务id。

假设数据库中有一行数据，值是A，事务id是32，如下图所示：

![4728337e5e8c744b55acb2fbbd9ef8e8.png][]

图4 初始情况下，数据库中有一行数据

此时有两个事务并发过来执行，事务A(id=45），事务B（id=59），事务A要去读取这行数据，事务B要去修改这行数据。

事务A开启一个ReadView，此时它长这样：

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图5 ReadView

ReadView的m\_ids包含事务A和事务B的两个id，45和49，min\_trx\_id是45，max\_trx\_id是60，creator\_trx\_id就是45，就是事务A自己。

这时候事务A第一次查询这行数据，会去判断一下当前这行数据的trx\_id是否小于ReadView中的min\_trx\_id。现在trx\_id = 32，是小于ReadView里的min\_trx\_id=45的，说明你事务开启之前，修改这行数据的事务早就提交了，所以此时可以查询到这行数据。

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图6 事务A读取数据

接着事务B开始修改这行数据，事务B把值修改为B，然后这行数据的trx\_id设置为自己的id，也就是59，同时roll\_pointer指向了修改之前生成的undo log。

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图7 事务B修改数据

这时候事务A第二次查询，发现此时数据行里的trx\_id=59，大于ReadView里的min\_trx\_id=45，同时小于max\_trx\_id=60，说明更新这条数据的事务，很可能跟自己差不多同时开启。果然ReadView的m\_ids里有45和59两个事务id，事务B是跟自己并发执行提交的，所以这行数据是不能查询的。

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图8 事务A第二次读数据

事务A不能查修改后的值，那怎么办？顺着undo log版本链查询之前的版本！

于是就会查到trx\_id=32的数据，trx\_id=32是小于ReadView里min\_trx\_id=45的，可以查出来。

看到这里，大家能不能猜想到多事务并发的时候，MySQL是如何解决那一堆问题的？就是通过**undo log版本链 + ReadView**解决的！

假设事务A执行的过程中，事务C来更新这行数据为C，事务id=78。

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图9 事务C修改数据

此时事务A第三次去查，发现当前数据的trx\_id=78，比ReadView中的max\_trx\_id=60还大，说明这条数据是事务A开启之后修改的，不应该查到！

于是事务A顺着undo log版本链往下找，先找到trx\_id=59的数据，上面分析过了，这条数据也不能查，于是继续向undo log版本链向下找，最终返回trx\_id=32的数据。

通过undo log版本链和ReadView，MySQL就可以保证你只能读取到事务开启前别的事务更新的值，和自己更新的值。

**总的来说，就是一个事务只能读取到事务id小于等于自己的数据。**

**读已提交(RC)如何基于MVCC实现多事务并发控制？**

只要你搞明白了上面的undo log版本链 + ReadView机制，对于RC、RR如何基于这套机制实现多版本并发控制，就非常好理解了。

**首先，有一点非常重要，RC隔离级别下，一个事务每次发起查询，都会生成一个ReadView。**

假设库里有一行数据，trx\_id=50，现在有两个事务A（id=60)，事务B（id=70）并发执行。

事务B修改数据值为B，此时trx\_id=70，如图：

![ba18cdce311237167f28cb5d46171d9c.png][]

这时候，事务B还没提交，事务A发起查询，那么就会生成已给ReadView。

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ReadView的m\_ids里活跃的事务由60和70，此时事务A是无法查出事务B修改的值B的。于是顺着版本链向下找，就找到trx\_id=50的数据了。

接着，事务B提交了，事务A再次发起查询，又生成了一个ReadView。

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事务A再次基于ReadView查询，发现这条数据的trx\_id虽然在min\_trx\_id和max\_trx\_id之间，却不在m\_id里，说明事务B在生成本次ReadView之前已经提交了，那么本次就可以查询到事务B修改的这个值了。

RC隔离级别如何实现的，级别就讲完了，其关键在于每次查询都会生成一个新的ReadView。

**可重复读(RR)如何基于MVCC实现多事务并发控制？**

可重复读隔离级别下，解决了脏读、不可重复读、幻读这些问题，它是如何实现的呢？

假设，数据库有一条数据trx\_id=50，现在有两个事务A（id=60)，事务B（id= 70）并发执行。

事务A发起一个查询，会生成一个ReadView。

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这个事务A基于这个ReadView去查这条数据，会发现trx\_id =50，小于ReadView里的min\_trx\_id，可以直接查出来。

接着事务B修改数据值为B，此时会修改trx\_id=70，然后提交事务。

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接着事务A第二次去查询这条数据，要知道它的ReadView没有变。它会发现此时数据的trx\_id=70在min\_trx\_id和max\_trx\_id之间，并且在m\_ids中。那肯定不能查询出来。于是顺着undo log版本链向下找。

找到了trx\_id=50的数据，这条数据是事务A开启查询之前提交了，可以返回。

所有，RR隔离级别下，事务多次查询，它的ReadView是不变的，这与RC是不同的，RC隔离级别下，每次查询都会生成应给ReadView。

RR隔离级别下，就这样解决了不可重复读问题。

**由于RR隔离级别下，ReadView只会生成一次，那么你可以简单的理解成，MySQL多事务并发执行时，只能查询到事务id比小于等于自己的数据。**

其实幻读的解决方法与解决不可重复读原理是一样的，笔者这里就不再多赘述，有兴趣的同学可以自己整理下思路，在脑子里过一下它内部的运行流程。

有道无术，术可成；有术无道，止于术

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好文章，我在看❤️

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