mysql如何實現四大隔離級別的？

01-13

在mvcc下，mysql中用到的鎖還是共享鎖和排他鎖么？如果是的話，那麼是怎樣結合鎖和mvcc來實現rc和rr隔離級別的呢？還有mysql中在ru隔離級別下，兩個事務同時讀取數據對象A，當事務1修改A之後，事務2可以立即讀到修改數據，但是在1提交之前，2想修改A會被阻塞，據說ru下沒有mvcc。那麼是怎麼實現出這樣的效果的呢？
以下是個人推測：
行鎖：

read uncommitted:
事務修改數據加排他鎖，改完釋放排它鎖，加共享鎖，直到提交事務釋放。
事務讀取數據讀永遠讀最高版本數據。
read committed：
事務修改數據加排它鎖，直到事務提交釋放。
事務讀取數據永遠讀最高版本數據。
repeatable read :
事務修改數據加排它鎖，直到事務提交釋放。

事務讀取數據版本號小於等於事務版本號的數據。
serializablr：
不使用mvcc。
事務修改數據加排他鎖，讀取數據加共享鎖，直到提交釋放。（低並發，極易死鎖）
這是個人根據測試結果進行猜測的。望大神指點更正！

概念

事務ID

事務ID是一個遞增的整數，唯一的標識一個事務。ID的大小可以用來表示事務的串列化順序，用於事務可見性的判斷。

多版本存儲

MySQL InnoDB實現了多版本並發控制（MVCC），在多版本存儲上，MySQL採用從新到舊（Newest To Oldest）的版本鏈。B+Tree葉結點上，始終存儲的是最新的數據（可能是還未提交的數據）。而舊版本數據，通過UNDO記錄（做DELTA）存儲在回滾段（Rollback Segment）里。每一條記錄都會維護一個ROW HEADER元信息，存儲有創建這條記錄的事務ID，一個指向UNDO記錄的指針。通過最新記錄和UNDO信息，可以還原出舊版本的記錄。

如下圖， V1被一個事務更新為V2，V2被另一個事務更新為V3，Δ1存儲V1到V2的更新，Δ2存儲V2到V3的更新。此時，如果一個事條定位到B+Tree葉子節點的記錄V3，則通過V3+Δ2可以還原出V2，通過V3+Δ2+Δ1可以還原出V1。

ReadView （或者可以稱之為Snapshot）

ReadView是某一個時間點，事務執行狀態的一個快照，可以用來判斷事務的可見性。ReadView的基本結構如下：

ReadView { creator_trx_id low_limit_id up_limit_id ids ... }

creator_trx_id 創建這個ReadView的事務ID

low_limit_id 所有事務ID大於或等於low_limit_id對當前事務都不可見

up_limit_id 所有事務ID嚴格小於up_limit_id的事務對當前事務可見

ids 未提交的事務ID列表

可見性的判斷

事務通過用當前事務（或語句，取決於隔離級別）的RaadView來判斷一個事務id的操作是否對當前事務可見。判斷可見性的偽代碼如下：

IsVisible(trx_id) if (trx_id == creator_trx_id) // 當前事務 return true; else if (trx_id &< up_limit_id) // ReadView創建時, 事務已提交 return true; else if (trx_id &>= low_limit_id) // ReadView創建時，事務還未被創建 return false; else if (trx_id is in m_ids) // ReadView創建時，事務正在執行，但未提交 return false else // ReadView創建時, 事務已提交 return true;

不同隔離級別的實現

可串列化（Serializable）

在可串列化級別上，MySQL執行S2PL並發控制協議, 一階段申請，一階段釋放。讀寫都要加鎖。

可重複讀（Repeatable Read）

可重複讀是MySQL默認的隔離級別，理論上說應該稱作快照（Snapshot）隔離級別。讀不加鎖，只有寫才加鎖，讀寫互不阻塞，並發度相對於可串列化級別要高，但會有Write Skew異常。

事務在開始時創建一個ReadView，當讀一條記錄時，會遍歷版本鏈表，通過當前事務的ReadView判斷可見性，找到第一個對當前事務可見的版本，讀這個版本。

對於寫操作，包括Locking Read(SELECT ... FOR UPDATE), UPDATE, DELETE，需要加寫鎖。根據謂詞條件上索引使用情形，鎖定有不同的方式：

1）有索引：

對於索引上有唯一約束且為等值條件的情形，不用GAP LOCK，只鎖定索引記錄。對於其它情形，使用GAP LOCK，相當於謂詞鎖。

2）沒有索引：

由於MySQL沒有實現通用的謂詞鎖，這時就相當於鎖全表。

讀已提交（Read Committed）

MySQL的讀已提交實際是語句級別快照。

與可重複讀級別主要有兩點不同：

1）獲得ReadView的時機。每個語句開始執行時，獲得ReadView，可見性判斷是基於語句級別的ReadView。讀的策略與可重複讀類似。

2）寫鎖的使用方式。這裡不需要GAP LOCK，只使用記錄鎖。並且事務只持有被UPDATE/DELETE記錄的寫鎖（可重複讀需要保留意向寫鎖直到事務結束）。

讀未提交（Read Uncommitted）

讀最新的數據，不管這條記錄是不是已提交。不會遍歷版本鏈，少了查找可見的版本的步驟。這樣可能會導致臟讀。

對寫仍需要鎖定，策略和讀已提交類似，避免臟寫。

你的推測：

ru隔離級別：寫加X鎖，事務提交或回滾釋放X鎖，讀不加鎖

rc：寫加排它鎖，讀一條語句看到的是一個snapshoot version

rr:一個事務看到的一個snapshoot

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