探究InnoDB可重复读

在RC（Read Committed）和RR（Repeatable Read）两种事务隔离级别下，InnoDB存在两种数据读取方式：

快照读（Snapshot Read）

故名思意，快照读读取的都是快照数据，快照怎么来，在InnoDB引擎下是基于undo log，那undo log又是什么？举例说明，假设有这样一个表：

-- 表结构
CREATE TABLE `innodb_test` (
    `id` INT(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
    `name` VARCHAR(100) NOT NULL DEFAULT '0',
    `age` INT(11) NOT NULL DEFAULT '0',
    PRIMARY KEY (`id`),
    INDEX `idx_age` (`age`)
)
ENGINE=InnoDB;

-- 初始数据
INSERT INTO `innodb_test` (`id`, `name`, `age`) VALUES (1, '貂蝉', 100),(2, '庄周', 120),(3, '项羽', 130);

• id=1的初始数据行

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• 事务A执行如下语句 UPDATE innodb_test SET name='嬴政', age=90 WHERE id=1; 此时innodb会做如下操作：
  1. 把该行修改前的值Copy到undo log（Copy on write）；
  2. 修改当前行的值，填写事务编号，使回滚指针指向undo log中的修改前的行。

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• 事务B执行如下语句 UPDATE innodb_test SET name='甄姬', age=91 WHERE id=1; 此时undo log中有2条记录，它们通过回滚指针相连。

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undo log的存在解决了两个问题，一是数据回滚，二是实现了MVCC (Multi-Version Concurrency Control) ，快照读读取的就是undo log中的数据，所以这种读取是不需要加锁的，避免了读写冲突。常见的快照读语句就是最常见的SELECT，比如：

SELECT * FROM innodb_test WHERE id=1;

快照读在RC和RR隔离级别下的表现却是不一样的，为了方便说明，现在将数据还原到初始数据，然后按照下表的顺序操作。

• RC 输出的是最新提交的结果（1-嬴政-90），RC级别的快照读遵循以下规则：
  • 优先读取当前事务修改的数据，自己修改的，当然可以读到了；
  • 其次读取最新已提交数据。

  会出现前后读取结果不一样的情况，但读取的是最新数据。

• RR 输出结果和第一次查询是一样的（1-貂蝉-100），RR级别的快照读遵循以下规则：
  • 优先读取当前事务修改的数据，和RC一样；
  • 其次读取小于当前事务id的最新一条已提交数据，此时数据版本已经确定了，后面的快照读取始终读取这个版本。

  通过这样的机制，保证了快照读的可重复读，但读取到的数据很可能已经过期了。

当前读（Current Read）

而当前读，读取的是最新已提交数据，并且都会加行锁，如下语句都会产生当前读：

SELECT balabala LOCK IN SHARE MODE;
SELECT balabala FOR UPDATE;
INSERT balabala;
UPDATE balabala;
DELETE balabala;

当前读需要保证其他并发事务不能修改当前记录，对读取记录加锁。其中，第一条语句，对读取记录加S锁（共享锁），其他的操作，都加的是X锁（排它锁）。当前读在RC和RR隔离级别下的表现也是不一样的，为了方便说明，现在将数据还原到初始数据，然后按照下表的顺序操作。

• RC 成功执行，但会造成事务1的幻读，前后两次读取结果不一样。
• RR 会锁等待，在RR隔离级别下，事务1的sql不仅会对该记录加X锁，还会对上下两个数据间隙加间隙锁，以此确保在数据读取期间，其它事物不会在该间隙内增加数据，从而保证可重复读。

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总结

RR隔离级别下，快照读通过undo log来保证可重复读，当前读通过X（S）锁+GAP锁来保证可重复读，但显然快照读和当前读之间无法保证可重复读。本文对可重复读的实现机制做了阐述，关于undo log、锁等知识仅仅从简描述，后面有时间再详细写一下。

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