当前位置：首页 > news >正文

【MySQL】一文读懂 MySQL 事务控制与 MVCC 多版本并发控制底层原理

news 2026/7/4 20:03:01

🔥个人主页：Cx330🌸

❄️个人专栏：《C语言》《LeetCode刷题集》《数据结构-初阶》《C++知识分享》

《优选算法指南-必刷经典100题》《Linux操作系统》:从入门到入魔

《Git深度解析》:版本管理实战全解《Qt 极境架构》MySQL 核心技术与实战

🌟心向往之行必能

🎥Cx330🌸的简介：

前言

一、从售票系统说起：CURD 不加控制会有什么问题？

并发冲突场景：

如何解决上述问题？

二、什么是事务（Transaction）？

1. 事务的定义

2. 事务的核心属性：ACID

3. 为什么会出现事务？

4. 事务的版本支持

三、事务提交方式与基本操作

1. 事务的提交方式

2. 事务常用操作实战

实验一：正常演示（开始、保存点与回滚）

实验二：未 Commit 客户端崩溃（异常自动回滚）

实验三：Commit 之后客户端崩溃（持久化成功）

实验四：begin 会自动忽略 autocommit 设置

实验五：单条 SQL 与事务的关系

四、深入探究：事务隔离级别与并发问题

1. 为什么要有隔离性？

2. 四大隔离级别与 anomalies（并发缺陷）

3. 查看与设置隔离级别

4. 并发事务带来的 3 个核心问题

五、四种隔离级别实操演示

5.1 读未提交（read uncommitted）

5.2 读已提交（read committed）

5.3 可重复读（repeatable read）

5.4 串行化（serializable）

六. 一致性：事务的最终归宿

七、硬核底层：MVCC（多版本并发控制）原理

1. 理解 MVCC 的三个核心基石

核心基石一：3 个记录隐藏字段

核心基石二：Undo Log 与历史版本链

【模拟演练】版本链的形成过程：

核心基石三：Read View 的可见性算法

可见性判断算法图解：

2. 探究：RC 与 RR 的本质区别是什么？

实例对比（测试用例）：

测试用例 1 (在 RR 隔离级别下)：

测试用例 2 (在 RR 隔离级别下)：

结语

前言

在多线程高并发的后端开发中，数据安全与并发控制永远是重中之重。无论是面试中必问的“高频考点”，还是实际业务（如电商秒杀、票务系统）中的核心逻辑，MySQL 事务（Transaction）及其隔离机制都是每一位优秀程序员必须掌握的看家本领。
今天，博主将带大家完全拆解 MySQL 事务的底层世界，从最直观的售票系统并发缺陷切入，横跨 ACID 属性、事务实战操作、四大隔离级别，最终直击最硬核的MVCC（多版本并发控制）与 Read View 机制。文章干货极多，建议收藏后反复研读！

一、从售票系统说起：CURD 不加控制会有什么问题？

想象一个经典的火车票售票系统，数据库中有一张tickets表：

id	name	nums
10	西安 <-> 兰州	1

此时有客户端 A 和客户端 B 同时尝试买票，两者的执行逻辑如下：

if (nums > 0) { // 卖票逻辑... update tickets set nums = nums - 1 where id = 10; }

并发冲突场景：

客户端 A检查数据库，发现nums = 1 > 0，决定卖票（步骤 1）。
在 A 还没有来得及更新数据库时，客户端 B也进来检查，发现nums依然是 1，也决定卖票（步骤 2、3）。
A 执行更新，将nums改为 0（步骤 4）。
B 也执行更新，将nums改为 0（步骤 5）。

结果：同一张票被卖了两次（超卖问题）！

如何解决上述问题？

要彻底解决这种并发混乱，购票操作必须满足以下属性：

原子性：买票的过程必须是一个整体，不能停在中间。
隔离性：客户端之间的买票操作互相不应该有干扰。
持久性：买票成功后，数据的修改必须是永久有效的。
一致性：买票前和买票后，数据库的状态都必须是确定的、符合业务规则的。

这，正是事务（Transaction）诞生的根本原因。

二、什么是事务（Transaction）？

1. 事务的定义

事务是指由一组 DML（数据操作语言）语句组成的逻辑处理单元。这些语句在逻辑上存在强相关性，要么全部成功，要么全部失败，是一个不可分割的整体。

生活场景：比如你毕业了，学校的教务系统要删除你在学校的所有信息（基本信息、成绩、论坛文章等）。这就需要多条DELETE语句，这些语句必须构成一个事务。如果基本信息删了，成绩却因为网络断开没删掉，就会产生脏数据。

2. 事务的核心属性：ACID

原子性（Atomicity）：事务中的所有操作要么全部完成，要么全部不完成。事务在执行过程中出错，会被回滚（Rollback）到事务开始前的状态，如同从未执行过一样。
一致性（Consistency）：在事务开始之前和结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这属于业务层的最终目的，通过 AID 三个技术特性共同保证。
隔离性（Isolation）：数据库允许多个并发事务同时对数据进行读写。隔离性可以防止并发交叉执行时导致的数据不一致。隔离性分为不同级别（RU、RC、RR、Serializable）。
持久性（Durability）：事务一旦提交（Commit），其对数据的修改就是永久性的，即使发生系统崩溃、断电，数据也不会丢失。

3. 为什么会出现事务？

事务本质上是 MySQL 开发者为了简化应用层编程模型而设计的。它让业务层不需要考虑复杂的网络异常、服务器宕机、并发冲突等底层细节。在写业务代码时，我们只需要简单地决定是“提交（Commit）”还是“回滚（Rollback）”即可。

4. 事务的版本支持

在 MySQL 中，只有使用了 InnoDB 存储引擎的表才支持事务，传统的 MyISAM 引擎是不支持事务的。我们可以通过以下命令查看：

show engines;

输出中可以看到：

InnoDB->Transactions: YES(支持事务、行级锁、外键)
MyISAM->Transactions: NO(不支持事务)

三、事务提交方式与基本操作

1. 事务的提交方式

MySQL 事务提交方式分为两种：

自动提交（Autocommit）
手动提交

查看自动提交配置：

show variables like 'autocommit';

Value = ON：表示默认自动提交，即执行单条 DML 语句后，MySQL 会自动将其提交。

修改方式：

SET AUTOCOMMIT=0; -- 禁止自动提交 SET AUTOCOMMIT=1; -- 开启自动提交

2. 事务常用操作实战

为了便于直观观察，我们先在会话中把隔离级别设置为读未提交：

set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED; -- 注意：需要重启客户端生效

创建测试表：

create table if not exists account( id int primary key, name varchar(50) not null default '', blance decimal (10,2) not null default 0.0 )ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;

实验一：正常演示（开始、保存点与回滚）

mysql> start transaction; -- 开启事务（或使用 begin） Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> savepoint savel; -- 创建保存点 savel Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> insert into account values (1, '张三', 100); Query OK, 1 row affected (0.05 sec) mysql> savepoint save2; -- 创建保存点 save2 Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) mysql> insert into account values (2, '李四', 10000); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> select * from account; +----+--------+----------+ | id | name | blance | +----+--------+----------+ | 1 | 张三 | 100.00 | | 2 | 李四 | 10000.00 | +----+--------+----------+ mysql> rollback to save2; -- 回滚到保存点 save2 Query OK, 0 rows affected (0.03 sec) mysql> select * from account; -- 李四这条记录回滚消失了 +----+--------+----------+ | id | name | blance | +----+--------+----------+ | 1 | 张三 | 100.00 | +----+--------+----------+ mysql> rollback; -- 直接 rollback 回滚到最开始位置 Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from account; Empty set (0.00 sec) -- 数据全部清空，回滚成功！

实验二：未 Commit 客户端崩溃（异常自动回滚）

终端 A：开启事务begin，插入“张三”，但不提交（未执行commit）。
终端 B：因为隔离级别是 RU，此时能查到“张三”这条记录。
终端 A：突然遭遇异常（比如使用ctrl + \或kill强行终止客户端）。
终端 B：再次查询，发现“张三”已经不见了。
结论：如果事务未 Commit，一旦客户端崩溃断开，MySQL 会自动对该事务执行回滚操作，保证原子性。

实验三：Commit 之后客户端崩溃（持久化成功）

终端 A：开启事务begin，插入“张三”，并执行commit。
终端 A：异常强杀客户端。
终端 B：再次查询，“张三”数据依然存在。
结论：一旦事务被commit提交，数据就会被持久化到磁盘上，无法再通过rollback撤销。

实验四：begin 会自动忽略 autocommit 设置

实验五：单条 SQL 与事务的关系

很多人误以为不显式写begin就没有事务。其实：

如果设置了autocommit = 1（自动提交模式开启），执行单条 SQL 时，InnoDB 会自动将这条 SQL 包装成一个事务并立即提交。如果客户端在执行过程中崩溃，只要执行成功，数据就会持久化。
如果设置了autocommit = 0（关闭自动提交），即便是一条简单的INSERT，在终端异常挂掉后，由于没有执行commit，MySQL 也会直接在后台将其回滚。

终极结论：
只要输入了begin或start transaction，事务就必须通过commit提交才会持久化，不受全局autocommit变量的影响。
MySQL 的单条 DML 语句在 InnoDB 下默认都是当成独立事务自动提交的。

四、深入探究：事务隔离级别与并发问题

1. 为什么要有隔离性？

MySQL 作为一个高性能的网络服务，随时可能有成百上千个客户端发起并发事务。如果大家同时修改同一张表、同一行数据，在不加保护的前提下必然会乱套。

为了在高并发性能与数据安全性之间取得平衡，MySQL 引入了隔离性，并提供了四种不同的隔离级别。

2. 四大隔离级别与 anomalies（并发缺陷）

读未提交（Read Uncommitted, RU）：
- 特点：没有任何真正的隔离保护，效率最高，但基本不加锁。
- 致命缺陷：存在脏读（Dirty Read）。即一个事务在运行中，能读取到另一个事务更新了、但尚未提交（Uncommitted）的数据。如果另一个事务最后回滚了，那读取到的就是虚假数据。
读提交（Read Committed, RC）：
- 特点：一个事务只能看到其他事务已经提交（Committed）的修改。这也是绝大多数数据库（如 Oracle）默认的隔离级别。
- 缺陷：存在不可重复读（Non-repeatable Read）。在同一个事务内，多次执行相同的SELECT查询，可能会因为其他事务在此期间提交了修改，导致前后读取到的数据内容不一致。
可重复读（Repeatable Read, RR）：
- 特点：MySQL 的默认隔离级别。它确保在同一个事务内，多次读取同一行数据，看到的结果始终是一致的。
- 理论缺陷：存在幻读（Phantom Read）问题。即当事务 A 进行范围查询时，事务 B 在该范围内插入（Insert）了新记录并提交，事务 A 再次读取该范围时，会莫名其妙多出一些记录，就像产生了幻觉。
- 注意：MySQL 的 InnoDB 引擎在 RR 级别下，通过Next-Key Locks（GAP 间隙锁 + 行锁）已经很大程度上解决了幻读问题！
串行化（Serializable）：
- 特点：最高隔离级别。所有并发事务会被强制排队串行化执行。
- 机制：在读的数据行上全部加共享锁，读取也会被阻塞。
- 代价：并发性能极低，实际生产中几乎从不使用。

3. 查看与设置隔离级别

查看当前隔离级别：

SELECT @@global.tx_isolation; -- 查看全局级别 SELECT @@session.tx_isolation; -- 查看当前会话级别 SELECT @@tx_isolation; -- 默认同上

设置隔离级别语法：

SET [SESSION|GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | S

4. 并发事务带来的 3 个核心问题

在讲解隔离级别之前，我们先搞懂并发事务会带来的 3 个经典问题，这也是面试必考点：

问题名称	定义说明
脏读	一个事务读到了另一个事务未提交的修改数据。如果另一个事务回滚，读到的数据就是无效的脏数据。
不可重复读	同一个事务内，多次执行相同的 select 语句，读到的结果不一样。核心原因是其他事务对数据做了修改 / 删除并提交。
幻读	同一个事务内，多次执行相同的 select 语句，第二次读到了第一次没有的新增记录，就像出现了幻觉。核心原因是其他事务做了新增并提交。

五、四种隔离级别实操演示

所有演示均基于account表，初始数据：

truncate table account; insert into account values (1, '张三', 100.00), (2, '李四', 10000.00);

5.1 读未提交（read uncommitted）

这是最低的隔离级别，几乎没有隔离性，会出现脏读，生产环境严禁使用

核心问题：脏读，读到了其他事务未提交的数据，一旦其他事务回滚，数据就失效了。

5.2 读已提交（read committed）

这是大多数数据库（Oracle 、SQL Server）的默认隔离级别，解决了脏读，但会出现不可重复读。

核心问题：不可重复读，同一个事务内，相同的查询语句，两次读到的结果不一样。

5.3 可重复读（repeatable read）

MySQL 默认隔离级别，解决了脏读和不可重复读，同时通过 Next-Key 锁（间隙锁 + 行锁）解决了幻读问题。

5.4串行化（serializable）

最高的隔离级别，强制所有事务串行执行，完全解决了脏读、不可重复读、幻读，但并发性能极差，生产环境几乎不使用。

核心特点：所有读写操作都会加锁，事务只能串行执行，安全性最高，但并发性能最低。

六. 一致性：事务的最终归宿

我们前面讲了原子性、隔离性、持久性，最终都是为了保证一致性。

一致性分为两个层面：

数据库层面的一致性：事务执行前后，数据库的完整性约束（主键、外键、唯一索引、非空约束等）不会被破坏，比如主键不会重复、库存不会出现负数。
业务层面的一致性：这是由我们的业务代码决定的，比如转账前后两个账户的总金额不变、订单创建后库存必须扣减、用户下单后优惠券必须标记为已使用。

MySQL 的事务机制，为我们提供了保证一致性的技术基础（原子性、隔离性、持久性），但最终的业务一致性，还是需要我们的业务代码来保证。一句话总结：通过 AID（原子性、隔离性、持久性）来保证 C（一致性）。

七、硬核底层：MVCC（多版本并发控制）原理

在并发访问中，最常见的场景有三种：读-读、读-写、写-写。

读-读：不需要任何并发控制。
写-写：通过加锁解决，防止更新丢失。
读-写：如果读写互相阻塞，性能会极差（类似 Serializable）。为了实现读写不冲突、无锁并发，InnoDB 引入了MVCC（Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制）。

1. 理解 MVCC 的三个核心基石

要搞懂 MVCC 的秘密，必须先掌握以下三个前提：

3个隐式字段
Undo Log（回滚日志）
Read View（一致性读视图）

核心基石一：3 个记录隐藏字段

InnoDB 在存储表记录时，除了我们定义的显式列之外，每一行数据都会自动添加 3 个隐藏列：

DB_TRX_ID（6 字节）：最近修改或插入当前记录的事务 ID。
DB_ROLL_PTR（7 字节）：回滚指针，指向这条记录在undo log中的上一个历史版本地址。
DB_ROW_ID（6 字节）：隐式自增主键。如果表没有定义主键，InnoDB 会自动使用该字段构建聚簇索引。
(另外还有一个删除标记 flag 列，表示记录是否被逻辑删除。)

假设我们在student表插入一条初始记录('张三', 28)，它的结构大概如下：

name	age	DB_TRX_ID	DB_ROW_ID	DB_ROLL_PTR
张三	28	null (假设初始为0)	1	null

核心基石二：Undo Log 与历史版本链

Undo Log是 MySQL 存放在内存缓冲区（并在适当时机刷盘）的一段日志。每当一个事务修改数据时，InnoDB 会采用写时拷贝（Copy-on-Write）的机制：

修改前，先给该行加锁。
将当前记录复制一份到undo log中。
修改当前记录的值，并将DB_TRX_ID改为当前事务的 ID。
将当前记录的DB_ROLL_PTR指向刚刚复制到undo log中的旧版本地址。
释放锁。

【模拟演练】版本链的形成过程：

第一步：事务 10将name从“张三”改为“李四”：此时，最新物理记录变为“李四”，而它的回滚指针指向了undo log中的“张三”。
第二步：事务 11将age从 28 改为 38：物理记录变为('李四', 38)，回滚指针指向undo log中的('李四', 28)，而('李四', 28)再次指向('张三', 28)。

这样，一个以物理最新记录为头节点、通过DB_ROLL_PTR指针不断向前溯源的历史版本链（链表）就形成了！

[最新物理数据: 李四, 38] (DB_TRX_ID = 11) | v (DB_ROLL_PTR) [Undo Log 历史版本 1: 李四, 28] (DB_TRX_ID = 10) | v (DB_ROLL_PTR) [Undo Log 历史版本 2: 张三, 28] (DB_TRX_ID = 0/null)

读的类型区分：
当前读：读取最新版本的记录，需要加锁。如insert、update、delete，以及select... lock in share mode、select ... for update。
快照读：读取历史版本（不加锁），避免与写操作冲突。这就是 MVCC 的精髓。

核心基石三：Read View 的可见性算法

那么问题来了：面对这一条长长的历史版本链，当某个事务执行快照读（SELECT）时，它到底应该读取链表中的哪一个版本？答案是：由Read View决定。

当事务执行快照读时，MySQL 会自动生成一个Read View读视图。在源码中，它是一个用来进行可见性判断的类，主要包含以下核心属性：

m_ids：在生成 Read View 的那一刻，系统内当前活跃且未提交的事务 ID 列表。
up_limit_id：m_ids列表中事务 ID最小的那个值（低水位：比这个 ID 小的事务，说明在创建 Read View 之前已经全部提交，肯定可见）。
low_limit_id：目前已出现过的最大事务 ID + 1，即尚未分配的下一个事务 ID（高水位：比这个 ID 大的事务，说明是在创建 Read View 之后才开启的，绝对不可见）。
creator_trx_id：创建该 Read View 的当前事务 ID（自己修改的数据永远可见）。

可见性判断算法图解：

当事务尝试读取版本链上的某条记录（其事务 ID 为 DB_TRX_ID）时，判断逻辑如下：

low_limit_id up_limit_id | | v -----+--------------+-----------------------------> 时间轴 (事务ID递增) 历史已提交事务 | 活跃未提交事务 (m_ids) | 快照后新开启的事务 (可见) | (不可见/判断可见) | (不可见)

对应源码策略：

2. 探究：RC 与 RR 的本质区别是什么？

很多人会问：既然 RC（读已提交）和 RR（可重复读）都使用了 MVCC，那为什么它们读取的结果会不同？

核心本质只有一个：Read View 的生成时机不同！

RC（读提交）级别：在事务中，每次执行SELECT（快照读）时，都会重新生成最新的 Read View。因为每次重新生成，那些在两次SELECT之间刚刚提交的事务，其 ID 就会从新Read View的m_ids中被移除，因此后面那次读取就能看到新的提交。这就是不可重复读的来源。
RR（可重复读）级别：在一个事务中，只有在第一次执行SELECT（快照读）时才会创建 Read View。此后在整个事务的生命周期内，不管你执行多少次SELECT，读取使用的都是同一个 Read View！因此不管别的并发事务怎么提交，它读取到的数据永远跟第一次读取时一模一样。

实例对比（测试用例）：

测试用例 1 (在 RR 隔离级别下)：

事务 A与事务 B同时begin。
事务 B首次执行：select * from user;（此时生成 Read View）。
事务 A执行更新：update user set age = 18 where id = 1;并commit。
事务 B再次执行快照读：select * from user;。
- 结果：依然看到老数据，看不到age = 18。
事务 B执行当前读：select * from user lock in share mode;。
- 结果：因为当前读强制读取最新物理版本并加锁，所以看到了age = 18。

测试用例 2 (在 RR 隔离级别下)：

事务 A与事务 B同时begin。
事务 B在事务 A 更新前，没有进行任何快照读。
事务 A执行更新：update user set age = 28 where id = 1;并commit。
事务 B此时才执行首次快照读：select * from user;（此时才生成 Read View）。
- 结果：读到了最新的age = 28！
- 分析：因为事务 B 首次快照读是在 A 提交之后，所以新生成的 Read View 判定 A 已经提交，因此可见。