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MySQL-可重复读差点就我背上了一个-P0-事故

jiezi

小黑黑的碎碎念

哎，最近有点忙，备考复习不利，明天还要搬家，好难啊！！

本想着这周鸽了，但是想想还是不行，爬起来，更新一下，周更可不能断。偷懒一下，修改一下之前的一篇历史文章，重新发布一下。

先赞后看，微信搜索「程序通事」，关注就完事了

P0 事故：余额多扣！

这是一个真实的生产事件，事件起因如下：

现有一个交易系统，每次产生交易都会更新相应账户的余额，出账扣减余额，入账增加余额。

为了保证资金安全，余额发生扣减时，需要比较现有余额与扣减金额大小，若扣减金额大于现有余额，扣减余额不足，扣减失败。

账户表（省去其他字段）结构如下：

CREATE TABLE `account`
(`id`      bigint(20) NOT NULL,
    `balance` bigint(20) DEFAULT NULL,
    PRIMARY KEY (`id`)

) ENGINE = InnoDB
  DEFAULT CHARSET = utf8mb4
  COLLATE = utf8mb4_bin;

扣减余额时，sql 语序如下所示：

ps: 看到上面的语序，有没有个小问号？为什么相同查询了这么多次？

其实这些 SQL 语序并不在同个方法内，并且有些方法被抽出复用，所以导致一些相同查询结果没办法往下传递，所以只得再次从数据库中查询。

为了防止并发更新余额，在 t3 时刻，使用写锁锁住该行记录。若加锁成功，其他线程的若也执行到 t3, 将会被阻塞，直到前一个线程事务提交。

t5 时刻，进入到下一个方法，再次获取账户余额，然后在 Java 方法内比较余额与扣减金额，若余额充足，在 t7 时刻执行更新操作。

上面的 SQL 语序看起来没有什么问题吧，实际也是这样的，账户系统已经在生产运行很久，没出现什么问题。但是这里需要说一个前提，系统数据库是 Oracle。

但是从上面表结构，可以得知此次数据库被切换成 MySQL，系统其他任何代码以及配置都不修改（sql 存在小改动）。

就是这种情况下，并发执行发生余额多扣，即实际余额明明小于扣减金额，但是却做了余额更新操作，最后导致余额变成了负数。

下面我们来重现并发这种情况，假设有两个事务正在发执行该语序，执行顺序如图所示。

注意点：数据库使用的是 MySQL，默认事务隔离等级，即 RR。数据库记录为 id=1 balance=1000，假设只有当时只有这两个事务在执行。

各位读者可以先思考一下，t2,t3,t4,t5,t6,t11 时刻余额多少。

下面贴一下事务隔离等级RR 下的答案。

事务 1 的查询结果为：

  • t2 (1,1000)
  • t4 (1,1000)
  • t6 (1,1000)

事务 2 的查询结果为：

  • t3 (1,1000)
  • t5 (1,900)
  • t11 (1,1000)

有没有跟你想的结果的一样？

接着将事务隔离等级修改成 RC，同样再来思考一下 t2,t3,t4,t5,t6,t11 时刻余额。

再次贴下事务隔离等级RC 下的答案。

事务 1 的查询结果为：

  • t2 (1,1000)
  • t4 (1,1000)
  • t6 (1,1000)

事务 2 的查询结果为：

  • t3 (1,1000)
  • t5 (1,900)
  • t11 (1,900)

事务 1 的查询结果，大家应该会没有什么问题，主要疑问点应该在于事务 2，为什么换了事务隔离等级结果却不太一样？

下面我们先带着疑问，了解一下 MySQL 的相关原理，看完你就会明白这一切。

  • MVCC
  • 一致性视图
  • 快照读与当前读

MVCC

我们先来看下一个简单的例子，

事务隔离等级为 RR，id=1 balance=1000

事务 1 将 id=1 记录 balance 更新为 900，接着事务 2 在 t5 时刻查询该行记录结果，很显然该行记录应该为 id=1 balance=1000。

如果 t5 查询最新结果 id=1 balance=900，这就读取到事务 1 未提交的数据，显然不符合 当前事务隔离级别。

从上面例子可以看到 id=1 的记录存在两个版本，事务 1 版本记录为 balance=1000，事务 2 版本记录为 balance=900。

上述功能，MySQL 使用 MVCC 机制实现功能。

MVCC：Multiversion concurrency control，多版本并发控制。摘录一段淘宝数据库月报的解释：

多版本控制: 指的是一种提高并发的技术。最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。引入多版本之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了 InnoDB 的并发度。在内部实现中，与 Postgres 在数据行上实现多版本不同，InnoDB 是在 undolog 中实现的，通过 undolog 可以找回数据的历史版本。找回的数据历史版本可以提供给用户读(按照隔离级别的定义，有些读请求只能看到比较老的数据版本)，也可以在回滚的时候覆盖数据页上的数据。在 InnoDB 内部中，会记录一个全局的活跃读写事务数组，其主要用来判断事务的可见性。

可以看到 MVCC 主要用来提高并发，还可以用来读取老版本数据。

在学习 MVCC 原理之前，首先我们需要了解 MySQL 记录结构。

如上图所示，account 表一行记录，除了真实数据之外，还会存在三个隐藏字段，用来记录额外信息。

  • DB_TRX_ID: 事务 id。
  • DB_ROLL_PTR: 回滚指针，指向 undolog。
  • ROW_ID：行 id, 与此次无关。

MySQL InnoDB 里面每个事务都会有一个唯一事务 ID，它在事务开始的时候会跟 InnoDB 的事务系统申请的，并且严格按照顺序递增的。

每次事务更新数据时，将会生成一个新的数据版本，然后会把当前的事务 id 赋值给当前记录的 DB_TRX_ID。并且数据更新记录（1,1000—->1,900）将会记录在 undo log（回滚日志）中，然后使用当前记录的 DB_ROLL_PTR 指向 und olog。

这样 MySQL 就可以通过 DB_ROLL_PTR 找到 undolog 推导出之前版本记录内容。

查找过程如下：

若需要知道 V1 版本记录，首先根据当前版本 V3 的 DB_ROLL_PTR 找到 undolog，然后根据 undolog 内容，计算出上一个版本 V2。以此类推，最终找到 V1 这个版本记录。

V1，V2 并不是物理记录，没有真实存在，仅仅具有逻辑意义。

一行数据记录可能同时存在多个版本，但并不是所有记录都能对当前事务可见。不然上面 t5 就可能查询到最新的数据。所以查找数据版本时候 MySQL 必须判断数据版本 是否对当前事务可见。

一致性视图

MySQL 会在事务开始后建立一个一致性视图（并不是立刻建立 ），在这个视图中，会保存所有活跃的事务( 还未提交的事务)。

假设当前事务保存活跃事务数组为如下图。

判断版本对于当前事务是否可见时，基于以下规则判断：

  1. 若版本事务 id 小于当前活跃事务 id 数组最小值, 比如版本 id 为 40，小于活跃数组最小值 45。这就代表当前版本的事务已提交，当前版本对于当前事务可见。
  2. 若版本事务 id 大于当前活跃事务数组的最大值，如版本事务 id 为 100，大于数组最大事务 id 90。说明了这个版本是当前事务创建之后生成，所以这个版本对于当前事务不可见。
  3. 若版本事务 id 是当前活跃数组事务之一，比如版本事务 id 为 56。代表记录版本所属事务还未提交，所以该版本对于当前事务不可见。
  4. 若版本事务 id 不是当前活跃数组事务之一，但是事务 id 位于活跃数组最小值与最大值之一，比如如事务 ID 57。代表当前记录事务已提交，所以该版本对于当前事务可见。
  5. 若版本事务 id 为当前事务 id，代表该行数据是当前事务变更的，当然得可见。

4 这个规则可能比较绕，结合上面图片比较好理解。

以上判断规则可能比较抽象，看不懂，没事，我们再用大白话解释一下：

  1. 未提交事务生成的记录版本，不可见。
  2. 视图生成前，已提交事务生成记录版本可见。
  3. 视图生成后，新事务生成记录版本不可见。
  4. 自身事务更新永远可见。

一致性视图只会在 RR 与 RC 下才会生成，对于 RR 来说，一致性视图会在 第一个查询语句 的时候生成。而对于 RC 来说，每个查询语句都会重新生成视图。

当前读与快照读

MySQL 使用 MVCC 机制，可以读取之前版本数据。这些旧版本记录不会且也无法再去修改，就像快照一样。所以我们将这种查询称为 快照读。

当然并不是所有查询都是快照读，select …. for update/ in share mode 这类加锁查询只会查询当前记录最新版本数据。我们将这种查询称为当前读。

问题分析

讲完原理之后，我们回过头分析一下上面查询结果的原因。

这里我们将上面答案再贴过来。

事务隔离级别为 RR，t2，t3 时刻两个事务由于查询语句，分别建立了一致性视图。

t4 时刻，由于事务 1 使用 select.. for update 为 id=1 这一行上了一把锁，然后获取到最新结果。而 t5 时刻，由于该行已被上锁，事务 2 必须等待事务 1 释放锁才能继续执行。

t6 时刻根据一致性视图，不能读取到其他事务提交的版本，所以数据没变。t8 时刻余额扣减 100，t9 时刻提交事务。

此时最新版本记录为 id=1 balance=900。

由于事务 1 事务已提交，行锁被释放，t5 成功获取到锁。由于 t5 是当前读，所以查询的结果为最新版本数据（1,900）。

重点来了，当前这条记录的最新版本数据为 （1,900），但是最新版本事务 id，却是事务 2 创建之后未提交的事务，位于活跃事务数组中。所以最新记录版本对于事务 2 是不可见的。

没办法只能根据 undolog 去读取上一版本记录 (1,1000)，这个版本记录刚好对于事务 2 可见，所以 t11 的记录为 (1,1000)。

而当我们将 事务隔离等级修改成 RC，每次都会重新生成一致性视图。所以 t11 时刻重新生成了一致性视图，这时候事务 1 已提交，当前最新版本的记录对于事务 2 可见，所以 t11 的结果将会变为 （1,900）。

总结

MySQL 默认事务隔离等级为 RR，每一行数据（InnoDB）的都可以有多个版本，而每个版本都有独一的事务 id。

MySQL 通过一致性视图确保数据版本的可见性，相关规则总结如下：

  • 对于 RR 事务隔离等级，普通查询仅能查到事务启动前就已经提交完成的版本数据。
  • 对于 RC 事务隔离等级，普通查询可以查到查询语句启动前就已经提交完成的版本数据。
  • 当前读总是读取最新版本的数据。

帮助文档

1: https://dev.mysql.com/doc/ref…
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4 https://dev.mysql.com/doc/ref…
5 极客时间 - MySQL 专栏 – 事务到底是隔离的还是不隔离的

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