我悟了！Mysql事务隔离级别其实是这样！

问题描述

最近几天在忙项目，有个项目是将业务收集到的数据变动，异步同步到一张数据表中。在测试的过程时，收到QA的反馈，说有订单的数据同步时好时坏。我怀着疑惑的表情打开了那段代码，它的逻辑大概是这样的：

在这里插入图片描述

如果用简单的代码实现的话，会是这样的：

    public void updateAndQuery(Example example, int diff){
        List<ProductPO> productPOS = productMapper.selectByExample(example);
        ProductPO productPO =  productPOS.get(0);
        System.out.println("一次查询内容" + JSONObject.toJSONString(productPO));

        //二次插入并查询
        Integer oldNumber = productPO.getNumber();
        productPO.setNumber(oldNumber + diff);

        //首先先更新，再进行查询
        System.out.println("更新内容:"+ JSONObject.toJSONString(productPO));
        productMapper.updateByPrimaryKey(productPO);

        //异步执行
        CompletableFuture.runAsync(() -> {
            Example example1 = new Example(ProductPO.class);
            example1.createCriteria().andEqualTo("skuId", productPO.getSkuId());
            List<ProductPO> select = productMapper.selectByExample(example1);
            System.out.println("二次查询结果："+JSONObject.toJSONString(select));
            if (oldNumber != select.get(0).getNumber() - diff) {
                throw new NrsBusinessException("查询出错");
            }
        });
    }

起初我左看看，右看看，也没有想到这个是什么原因造成的。直到我看到了这个…

@Transactional(rollbackFor = Exception.class)

事务执行原理

在了解的问题原因前，我们需要了解事务是如何实现的。首先假设现在我们要设计一个mysql事务，最简单的方案其实是这样：每执行一次SQL，写一次数据库。大致流程图如下所示：

在这里插入图片描述

但是这个方案好么？显然不是。因为我们如果采用这样的方式，存在两个显著的问题：

数据库写入为磁盘读写，速度很慢。
数据库存在锁机制，难支持高并发。

对于问题一，了解到存储器读写速度如下所示（图源网络）：

在这里插入图片描述

可以看到内存的存储速度是纳秒级别（10^{-9次方），而硬盘的存储速度是毫秒级别（10}-3次方）。由此，为加快读写速度，可以将修改的内容写入内存，而后再异步写入磁盘。

同时，由于内存本身并没对不同线程做锁控制机制，可以支持多个线程同时访问。对于高并发的问题也能更好支持。由此，上述的实现方案就改为了下面的流程：

在这里插入图片描述

事务隔离级别

在修改为优先写内存后续再异步同步的情况后，又带来了新的问题：在一个事务尚未确认提交时，新事务从缓存中应该读取什么数据呢？

在这里插入图片描述

对于这种不同事务间数据读取的策略就被称为事务隔离级别。根据读取策略的不同，事务隔离级别被划分为四种：读未提交、读已经提交、可重复读、序列化。

读未提交（Read Uncommitted）

读未提交的策略比较简单，即默认读取内存中的内容，而不必管这个数据是否已经写入到了数据。但是这个策略会带来一些问题：

在这里插入图片描述

存在问题：

如图所示，若设置为读未提交，那么此时事务可能读到尚未提交的数据，即脏读。因此会造成数据A在前一时刻尚且可以读取到，但想二次更新的时候，mysql数据库却因为回滚导致数据A被回退了。这种错误会导致系统的无法正常运行，是不可容忍的。

读已提交（Read Committed）

既然读未提交的事务带来的错误是不可容忍的，那么我只读已提交的数据就可以避免读到脏数据了呀！那么应如何实现只读已提交数据呢？对问题进行分析，要获取到最新已提交的数据，必然要将数据的版本关系体现出来。为此，InnoDB设计了一个版本链的概念。对每行记录会新增两个隐藏列：trx_id、roll_pointer。

在这里插入图片描述

trx_id：用于保存每次对该记录进行修改的事务id。
roll_pointer：存储一个指针，指向这条数据记录上一个版本的地址，可以通过它获取到该记录上一个版本的数据信息。

由此一来，就可以通过最新记录（可能未提交）进行回溯，直到找到已提交的记录。

当然，仅有版本链的概念明显不够，我们还无法判断哪个数据是已提交的。为此InnoDB又新增了一个ReadView的解决方案，ReadView保存了一个写入了但未提交的事务ID列表。依据这个列表，我们就可以判断哪些事务还未写入。

在这里插入图片描述

以上图为例，由于此时trx_id=20、trx_id=40的事务均未提交，InnoDB会生成一个ReadView：{20，40}。由此可能出现三种情况的事务访问：

若预期访问事务ID=10的记录，由于其小于最小的事务Id20，证明事务已提交，允许访问。
若预期访问事务ID=30的记录，由于其介于最大最小的事务ID之间，就需要逐一判断ReadView中是否包含事务ID=30的记录
若预期访问事务ID=50的记录，由于其大于ReadView最大的事务Id，必然是在生成ReadView后生成的，也必然没有提交，不允许访问。

结合版本链和ReadView，基本就可以实现只读取已经提交的内容。

存在问题：

由于ReadView是每次查询才新生成的，因此不免存在以下情况：

在这里插入图片描述

在事务中首先读了一次数据A，期间事务发生了提交，导致二次查询出来的数据A同第一次出现了差异。由此难免让人发问：“两次相同的条件，查询到的结果却不一致，我是出现了幻觉了嘛？” 因此，这种情况也被形象称做：幻读。

幻读同脏读不同，幻读造成的问题是会破坏数据一致性。假设我们有一张表 user(id, name, age)，已经有两条数据 (1, “Jack”, 20), (2, “Tom”, 18)，同时我们执行以下流程：

在这里插入图片描述

三个事务执行完成后，主库数据库内的数据应该是：(1, “Jack”, 10), (2, “Jack”, 18)，(3, “Jack”, 18)。然而，此时binlog内的写入的SQL语句却是：

//事务二
update user set name = "Jack" where id = 2
update user set age = "40" where id = 2

//事务三
insert into user values(3, "Jack", 30) /*(3, Jack, 30)*/

//事务一
update user set name = "Tom" where name = "Jack"

那么此时，从库收到了主库同步的binLog数据，并按照顺序执行。得到的结果却是：(1, “Jack”, 10), (2, “Jack”, 10)，(3, “Jack”, 10)。不难发现，数据行2和3发生了主从不一致，这个是无法容忍的。

可重复读（Repeatable Read）

要解决幻读，主要是解决两个问题：1、确保一次事务内看到的数据一致；2、确保生成的binLog数据顺序正确。

对于问题1，其实相对比较简单。同一次事务内看到的数据不一致是由于每次ReadView都实时生成（也被称为实时读）。因此，只要确保同一次事务内只生成一次ReadView（也被称为快照读），就可以避免多次查询会出现不一致数据的情况。

然而，仅保持自己看不到是不够的，如果无法解决binLog的SQL写入顺序问题，数据不一致的问题就无法得到解决。那其实对上述现象进行分析，导致SQL写入顺序混乱的原因，其实是因为违背了事务一对于"where name = “Jack” 的原子性。即事务操作期间还有别的符合条件数据能被修改。

那么，很朴素的一个思想就是，只要对这些都符合条件的数据都加锁不就可以了嘛？为此，mysql提出了间隙锁的概念。假设当前我们的数据对name字段配置了一个索引，那么此时事务一运行的时候，我们需要将其索引临近的一行及其间隙都锁上，不允许其余事务进行更新插入的操作。由此一来，索引被锁上，没法插入新的数据，也就不会出现SQL语句混乱的情况了。

在这里插入图片描述