【MySQL】MVCC工作原理、事务隔离机制、undo log回滚日志、间隙锁

一、什么是MVCC？

MVCC，即 Multiversion Concurrency Control（多版本并发控制），它是数据库实现并发控制的一种方式。

MVCC 的核心思想是：

为每个事务提供数据的“快照”版本，从而避免加锁，提高读操作的并发性。

作用：

• 允许 读操作（SELECT）不用加锁，从而避免阻塞。
• 避免“读写冲突”，提高并发性能。
• 实现事务的 隔离性（特别是实现 REPEATABLE READ、READ COMMITTED）

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💡 二、MVCC 是如何工作的（以 InnoDB 为例）

InnoDB 如何实现 MVCC？

它通过以下两个隐藏字段实现版本控制：

• trx_id：每行记录最后一次修改它的事务ID。
• roll_pointer：指向旧版本（undo log）的指针，形成多版本链。

此外，事务开始时有一个 read view（快照视图），用来判断哪些版本是“可见的”。

举个例子：

1. 假设 A 开始一个事务，读取一行数据。
2. 此时 B 事务修改了该行数据，并提交。
3. A 仍然能看到旧版本的数据（通过 undo log 追溯），这是快照隔离。

👉 这种读取叫做 一致性读（Consistent Read），完全不加锁！

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📌 四、MyISAM 为什么不支持 MVCC？

MyISAM 不支持事务，因此也就不支持：

• undo log
• 多版本
• read view 快照

当有一个查询时，它只能使用表级锁来保证一致性。这种方式：

• 并发性能低（特别是写多的时候）
• 无法提供事务隔离级别（没有REPEATABLE READ等）

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🧠 总结：

MySQL 存储引擎 MVCC 差异总结

• InnoDB：支持事务 + 行级锁 + MVCC（多版本并发控制）
  -> 读不加锁，性能好，支持一致性读
• MyISAM：不支持事务，不支持 MVCC，使用表级锁
  -> 读写容易阻塞，性能差，读的是最新数据

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🧱 一、前置知识：事务隔离级别（SQL标准）

事务隔离级别从低到高：

隔离级别	描述	常见问题
READ UNCOMMITTED	可以读到未提交的数据	脏读(读未提交的数据)
READ COMMITTED	只能读到已提交的数据	不可重复读
REPEATABLE READ	多次读取同一数据结果一致	幻读
SERIALIZABLE	全部加锁，串行执行	性能差但最安全

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🔍 二、MVCC 如何支持隔离性？

✅ REPEATABLE READ（可重复读，MySQL 默认）

多次 SELECT 相同数据时，读到的是事务开始时的数据快照（read view），不受其他事务影响。

✔ 具体实现：

1. 事务一开始，InnoDB 创建一个 read view。
2. 所有 SELECT 查询都是基于这个 read view。
3. 即使别的事务修改并提交了数据，本事务看到的还是原来的版本（通过 undo log 回溯）。
4. 会出现幻读，即读取到的不是最新数据，因为可重复读采用的是undo log的read view快照机制，用的是事务开始保存的快照，而不是实时数据。

🧠 举个例子：

-- 事务 A
START TRANSACTION;
SELECT * FROM user WHERE id=1;  -- 假设 name='Tom'-- 事务 B
START TRANSACTION;
UPDATE user SET name='Jerry' WHERE id=1;
COMMIT;-- 回到事务 A
SELECT * FROM user WHERE id=1;  -- name 仍然是 'Tom'，实现了 repeatable read

事务 A 的所有读取都基于它开始时的快照，看到的是“旧世界”。

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✅ READ COMMITTED（已提交读）

每次 SELECT 都读取当前最新提交版本的数据。

✔ 具体实现：

1. 每次读取都会生成一个新的undo log的 read view。
2. 所以可以读到别的事务已提交的新数据。
3. 可能出现不可重复读，即，同一事务中select的是不同数据。

🧠 举个例子：

-- 事务 A
START TRANSACTION;
SELECT * FROM user WHERE id=1;  -- name = 'Tom'-- 事务 B
START TRANSACTION;
UPDATE user SET name='Jerry' WHERE id=1;
COMMIT;-- 回到事务 A
SELECT * FROM user WHERE id=1;  -- name = 'Jerry'（读到了新数据）

这种机制虽然不会脏读，但不能重复读，因为两次查询结果不一样。

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🧠 总结：

InnoDB 实现事务隔离性核心在于：MVCC + undo log + read view

REPEATABLE READ：

• 每个事务在开始时创建 read view
• 所有查询基于这个快照版本
• 即使其他事务提交了修改，也读不到（实现“可重复读”）

READ COMMITTED：

• 每次查询时都重新生成 read view
• 总是读取最新提交的数据
• 能避免脏读，但可能“不可重复读”

MySQL 默认使用 REPEATABLE READ，避免幻读靠间隙锁（gap lock）

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📦 一、四种事务隔离级别及存在的问题汇总

隔离级别	是否可读未提交	是否可重复读	是否会幻读	使用场景（读一致性）
READ UNCOMMITTED	✅ 是	❌ 否	✅ 是	最低一致性，无任何保障
READ COMMITTED	❌ 否（读提交）	❌ 否	✅ 是	大多数数据库默认，如Oracle
REPEATABLE READ	❌ 否	✅ 是	❌（InnoDB中）	MySQL默认，支持一致快照
SERIALIZABLE	❌ 否	✅ 是	✅ 否（加锁）	串行执行，开销大

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🔍 每种隔离级别的问题示例

问题类型	描述	发生条件
脏读（Dirty Read）	读到了未提交的数据	仅在 READ UNCOMMITTED 下可能发生
不可重复读（Non-repeatable Read）	同一条记录两次读结果不一致	READ COMMITTED
幻读（Phantom Read）	两次读取结果行数不一致（新增/删除）	REPEATABLE READ 但有范围查询时才会发生

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🧬 二、MVCC 实现关键机制：undo log + read view

✅ undo log（回滚日志）

• 记录旧版本数据，用于：
  • 回滚（ROLLBACK）
  • 一致性读（Consistent Read）

undo log 的基本结构

每条记录维护：
- 修改前的值（旧版本）
- 事务 ID（trx_id）
- 回滚指针（roll_pointer）指向上一个版本

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✅ read view（快照视图）

• 事务在 第一次执行一致性读（SELECT）时创建
• 用于判断某条数据的哪个版本“对当前事务可见”

判断规则（InnoDB MVCC 可见性判断）：

当前事务ID = T
记录版本的 trx_id = R如果 R < 最小活跃事务ID：可见（已经提交）
如果 R == 当前事务ID：可见（自己改的）
如果 R 是活跃事务ID之一：不可见（别人还没提交）

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🧱 三、幻读的由来与间隙锁的解决方案

🧨 什么是幻读（Phantom Read）？

指一类特殊的不可重复读 —— 两次范围查询返回不同数量的结果。

示例：

-- 事务 A
START TRANSACTION;
SELECT * FROM user WHERE age > 20;-- 事务 B
INSERT INTO user (name, age) VALUES ('NewUser', 21);
COMMIT;-- 回到事务 A
SELECT * FROM user WHERE age > 20;  -- 发现多了一条，产生幻读

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🧰 InnoDB 的解决方法：间隙锁（Gap Lock）

在可重复读隔离级别下，为防止幻读，InnoDB 对范围查询加“间隙锁”。

间隙锁含义：

• 不锁定具体记录，而锁定“两个记录之间的间隙”。
• 其他事务不能在这个间隙中插入新数据。

举例：

SELECT * FROM user WHERE age > 20 FOR UPDATE;
-- 会锁住 20 ~ ∞ 之间的“空隙”，禁止插入

⚠ 注意：

• 间隙锁只在 REPEATABLE READ + 索引条件范围查询 + FOR UPDATE 或隐式锁定下生效
• 不使用 FOR UPDATE 时，一般是一致性读，只靠 undo log，不加锁

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🧠 总结：

事务隔离级别问题对比

• READ UNCOMMITTED: 有脏读，不推荐使用
• READ COMMITTED: 无脏读，有不可重复读，Oracle默认
• REPEATABLE READ: 无脏读、可重复读、InnoDB用间隙锁避免幻读（MySQL默认）
• SERIALIZABLE: 全部加锁，开销大，极少使用

InnoDB 实现关键：MVCC

• undo log：记录旧版本数据
• read view：事务可见性判断依据
• 间隙锁：锁定范围，阻止幻读（只在RR可重复读下有效）

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