本文首發于 vivo網際網路技術 微信公衆号
作者：何志創
一般大家對資料庫事務的了解可能停留在事務的ACID特性以及事務4種不同的隔離級别層面上，而對于事務 4 種不同隔離級别如何實作了解相對較少。
本文以 MySQL 資料庫 InnoDB 引擎為例，為大家分析 InnoDB資料庫引擎對預設的隔離級别可重複讀（RR）的具體實作。
整文知識點介紹：事務4種隔離級别、不同隔離級别解決的問題、MVCC、鎖的類型、加鎖案例分析；閱讀完整文相信大家對事務隔離級别的具體實作有了一定的認識。
一、事務的隔離級别
1、4 種隔離級别
（1）未送出讀（Read uncommitted）：一個事務讀取到其他事務未送出的資料，是級别最低的隔離機制；
（2）送出讀（Read committed)：一個事務讀取到其他事務送出後的資料；
（3）可重複讀（Repeatable read）：一個事務對同一份資料讀取到的相同，不在乎其他事務對資料的修改；
（4）序列化（Serializable） ：事務串行化執行，隔離級别最高，犧牲了系統的并發性。
2、不同隔離級别解決的問題
若不考慮事務的隔離級别，則事務的并發會造成以下問題：
（1）髒讀：事務A讀取了事務B更新的資料，然後B復原操作，那麼A讀取到的資料是髒資料。
（2）不可重複讀：事務 A 多次讀取同一資料，事務 B 在事務A多次讀取的過程中，對資料作了更新并送出，導緻事務A多次讀取同一資料時，結果 不一緻。
（3）幻讀：同一事務中對同一範圍的資料進行讀取，結果卻多出了資料或者少了資料，這就叫幻讀。（如同一事務對id<10的範圍進行2次查詢，第一次出現id=8、9的兩條資料，第二次出現id=7、8、9的3條資料）。
不可重複讀的和幻讀很容易混淆，不可重複讀側重于修改，幻讀側重于新增或删除。解決不可重複讀的問題隻需鎖住滿足條件的行，解決幻讀需要鎖表。
不同的隔離級别針對上述3個問題的解決能力，如下表：
二、MVCC
上文提到 InnoDB 預設的隔離級别是可重複讀（RR），InnoDB是通過MVCC（多版本并發控制）來實作可重複讀的，下面為大家介紹MVCC。
1、概念
在InnoDB中，給每行增加兩個隐藏字段來實作MVCC，一個用來記錄資料行的建立時間，另一個用來記錄行的過期時間（删除時間）。在實際操作中，存儲的并不是時間，而是事務的版本号，每開啟一個新事務，事務的版本号就會遞增。
于是乎，預設的隔離級别（REPEATABLE READ）下，增删查改變成了這樣：
（1）SELECT
- 讀取建立版本小于或等于目前事務版本号，并且删除版本為空或大于目前事務版本号的記錄。這樣可以保證在讀取之前記錄是存在的。
（2）INSERT
- 将目前事務的版本号儲存至行的建立版本号。
（3）UPDATE
- 新插入一行，并以目前事務的版本号作為新行的建立版本号，同時将原記錄行的删除版本号設定為目前事務版本号。
（4）DELETE
- 将目前事務的版本号儲存至行的删除版本号。
2、快照讀和目前讀
（1）快照讀：讀取的是快照版本，也就是曆史版本；
（2）目前讀：讀取的是最新版本。
普通的SELECT就是快照讀，而UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE是目前讀。
（3）結論：如果隔離級别是REPEATABLE READ，那麼在同一個事務中的所有普通select讀讀到的都是事務第一個讀到的快照，如此實作了可重複讀；而對于目前讀（UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE），InnoDB 通過加鎖來實作可重複讀，且InnoDB 加鎖同時解決了幻讀問題。
三、鎖的類型
InnoDB 引入以下三種鎖類型：
- Record Locks（記錄鎖）：在索引記錄上加鎖，即行鎖，鎖住目前行。
- Gap Locks（間隙鎖）：在索引記錄之間加鎖，或者在第一個索引記錄之前加鎖，或者在最後一個索引記錄之後加鎖。
- Next-Key Locks：在索引記錄上加鎖，并且在索引記錄之前的間隙加鎖。它相當于是Record Locks與Gap Locks的一個結合。
假設一個索引包含以下幾個值：10,11,13,20。那麼這個索引的next-key鎖将會覆寫以下區間：(-oo, 10]、(10, 11]、(11, 13]、(13, 20]、(20, +oo)。
MySQL InnoDB 通過間隙鎖解決了幻讀問題。以下通過實際的案例分析來介紹InnoDB 是如果解決幻讀問題的。
四、案例分析
在對SQL進行加鎖分析前，需要明确表的結構和索引類型。在不知道索引的情況下直接給出一條SQL來分析如果加鎖是沒有任何意義的。
以下以使用者表（t_user）為例（id為主鍵，name為唯一索引，age為一般索引，address無索引）分析不同索引條件的加鎖表現。
1、主鍵索引
例：delete from t_user where id=120;
條件為主鍵，此時鎖住聚簇索引中對應的行記錄：即Record Locks鎖住id=120的行記錄。
此種情況下，其他事務除了不能删除、更新此條記錄外，其他插入其他行、更新其他行都行。
SQL驗證：
2、唯一索引
例：delete from t_user where name='n20';
條件為唯一索引，鎖住索引記錄，同時鎖住聚簇索引中的對應行記錄：
3、一般索引
例：delete from t_user where age=20;
與主鍵和唯一索引不同的是，一般索引的記錄是允許重複的；換句話說，如果我們單純地給索引加記錄鎖時，其他事務依然可以插入，也就有可能出現幻讀問題了。
是以除了給對應索引記錄加上記錄鎖之外，還要給Gap加上鎖。
從上面知識點我們可以預估這個操作一共需要的鎖：
- age索引記錄鎖(Record Lock) ：
20\_120, 20\_130（以下均用age_id這種形式表示索引值） - age索引間隙鎖(Gap X-Lock)：
(10, 20)、(20, 20)、(20, 40) - 聚簇索引上的記錄鎖(Record X-Lock)：
id=120/130對應的行記錄
根據實際情況，3-6均符合我們預期，然而7和8則超出了我們預期的鎖範圍。為什麼會超出我們預期呢？此次我們進行分析一下：
從7、8插入語句來看，由于id為自增主鍵，會自動遞增，語句7插入值預計為：10_141；
語句8插入值預計為：40_141，為什麼隻有後者能插入呢？
其實我們可以将B+樹中的間隙了解得更加精準一點：
age=20的三個間隙應該為：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)；
從上圖可以看出語句7插入值10_141 無法插入，因為間隙被鎖住了；而語句8插入 40_141值因為在間隙之外了，無鎖沖突，允許插入。
是以最終的加鎖情況應該這樣表示：
- age索引記錄鎖(Record Lock) ：20_120, 20_130
- age索引間隙鎖(Gap X-Lock)：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)
- 聚簇索引上的記錄鎖(Record X-Lock)：id=120/130對應的行記錄
4、無索引
delete from t_user where address='a20'，因為無法精準定位，InnoDB選擇将聚簇索引中的所有行以及間隙都鎖起來，功能上已經等于鎖表了：
5、結論
InnoDB 在RC（READ COMMITTED）隔離級别中，隻會在對應的索引/行記錄上加Record Lock，而不會加Gap鎖，原因也很簡單，因為該隔離級别是允許存在幻讀問題的。
在RR級别下的加鎖方式稱之為Next-Key Locks，其實就是上述Record Locks和Gap Locks的結合。比如Gap Lock為(10,20) ,record lock為20，結合的Next-Key lock 為：(10, 20]。
分析Next-Key Locks其實就是要分析Record Locks和Gap Locks。MySQL InnoDB的可重複讀并不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖讀使用到的機制就是next-key locks。
如果使用普通的讀，會得到一緻性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“送出”讀的結果。本身，可重複讀和送出讀是沖突的。在同一個事務裡，如果保證了可重複讀，
就會看不到其他事務的送出，違背了送出讀；如果保證了送出讀，就會導緻前後兩次讀到的結果不一緻，違背了可重複讀。可以這麼講，InnoDB提供了這樣的機制，在預設的可重複讀的隔離級别裡，可以使用加鎖讀去查詢最新的資料。