深度好文：MySQL InnoDB 事务隔离与 MVCC、版本链与 ReadView 原理详解

码哥字节

发布于 2025-12-21 11:19:49

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文章被收录于专栏：后端架构师后端架构师

“余弦：码哥，上一章说道 MySQL 的全局锁、表锁、意向锁、间隙锁（Gap Lock）、记录锁（Record Lock）、临键锁（Next-Key Lock）以及死锁的形成和优化。

我去面试的时候滔滔不绝，感觉胜利在握，可是面试官忽然到：“什么是 MVCC，MySQL 有了各种锁？为什么还要射界 MVCC？”

这是个好问题！

MVCC（Multi-Version Concurrency Control）中文叫做多版本并发控制协议，是 MySQL InnoDB 引擎用于控制数据并发访问的协议。

今天我就带你从 MVCC 基本原理说起，并且教你鬼狐一般隔离级别、版本连、Read View 的作用。

为什么需要 MVCC

在 MVCC 出现之前，数据库主要依靠锁机制来解决并发冲突。但锁机制存在明显的瓶颈：

锁的代价：

阻塞等待：写锁会阻塞读锁，读锁会阻塞写锁
死锁风险：多个事务相互等待对方释放锁
并发度低：悲观锁机制限制了系统吞吐量

-- 传统锁机制下的并发问题示例
-- 事务1
BEGIN;
UPDATE accounts SET balance = balance - 100 WHERE user_id = 1; -- 获取写锁

-- 事务2（被阻塞）
BEGIN;
SELECT balance FROM accounts WHERE user_id = 1; -- 等待读锁，直到事务1提交

试想一下，如果一个线程准备执行 UPDATE 一行数据，如果这时候阻塞住了所有的 SELECT 语句，那么这个性能你能接受吗？

“余弦：“那肯定不行，所以 MVCC 的核心思想是为每个数据项维护多个版本，读写操作可以并发进行而不相互阻塞？”

聪明，MVCC 的核心思想是为每一行数据维护多个版本（通常是两个），通过某个时间点的“快照”（Snapshot）来读取数据，从而避免加锁带来的性能损耗，实现非阻塞的读操作：

非阻塞读：读操作不需要等待写操作完成
非阻塞写：写操作不需要等待读操作完成（在合理隔离级别下）。
高并发：大幅提升系统吞吐量。

隔离级别

在深入理解 MVCC 之前，我们现在还需要进步一了解和 MVCC 紧密关联的概念，隔离级别。

MySQL 的事务隔离级别有以下四种：

读未提交（Read Uncommitted）：

是指一个事务可以看到另外一个事务尚未提交的修改。
设置：SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;
实现机制：不加任何锁，直接读取最新的数据页，无论其是否已提交。性能最好，但数据一致性最差，生产环境极少使用。

读已提交（Read Committed，简写 RC）：

如何避免脏读：因为每次读都取已提交的最新快照，所以不会读到未提交的数据。
为何有不可重复读和幻读：因为每次查询的 ReadView 都最新，其他事务的提交会立刻被当前事务看到。
是指一个事务只能看到已经提交的事务的修改，如果在事务执行过程中有别的事务提交了，那么事务还是能够看到别的事务最新提交的修改。
设置：SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;（RC）
实现机制：基于 MVCC，每次 SELECT 语句都会生成一个独立的、最新的 ReadView。

可重复读（Repeatable Read，简写 RR）：

如何避免不可重复读：因为整个事务看到的都是同一个“历史快照”，其他事务的提交对当前事务不可见。
InnoDB 如何解决幻读：这是 MySQL InnoDB 的精髓！通过 Next-Key Lock（临键锁） 实现。它结合了记录锁（锁住索引项）和间隙锁（锁住索引项之间的间隙）。当执行范围查询时，InnoDB 会锁住整个范围，防止其他事务在这个范围内插入新数据，从而避免了幻读。
是指在这一个事务内部读同一个数据多次，读到的结果都是同一个。这意味着即便在事务执行过程中有别的事务提交，这个事务依旧看不到别的事务提交的修改。这是 MySQL 默认的隔离级别。
设置：SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;（RR）
实现机制：基于 MVCC，但一个事务中只有第一次 SELECT 会生成 ReadView，后续所有读操作都复用这个 ReadView。 -- 事务A BEGIN; SELECT * FROM users WHERE age BETWEEN 20 AND 30 FOR UPDATE; -- 会锁住age=20到30这个区间，甚至包括两边的“间隙” -- 此时事务B的插入会被阻塞 INSERT INTO users (name, age) VALUES ('新用户', 25); -- 阻塞，直到事务A提交

串行化（Serializable）是指事务对数据的读写都是串行化的。

设置：SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
实现机制：完全摒弃 MVCC，退化为基于锁的并发控制。所有读操作都会加上共享锁，读写操作会相互阻塞。一致性最好，但并发性能最差，像单线程执行一样。

“余弦：为什么要隔离？

在并发环境下，如果不进行任何隔离控制，并发事务会引发哪些问题？隔离级别本质上就是为了解决这些问题而存在的。

脏读 (Dirty Read)

一个事务读到了另一个未提交事务修改的数据。如果另一个事务中途回滚，那么第一个事务读到的数据就是“脏”的、无效的。

示例：

事务 A 将账户余额从 100 元修改为 200 元（但未提交）。
此时事务 B 读取余额，得到了 200 元这个结果。
事务 A 因某种原因回滚，余额恢复为 100 元。
事务 B 之后的操作都是基于错误的“200 元”余额进行的。

不可重复读 (Non-Repeatable Read)

一个事务内，两次读取同一个数据项，得到了不同的结果。重点在于另一个已提交事务对数据进行了修改（UPDATE）。

示例：

事务 A 第一次读取账户余额为 100 元。
此时事务 B 提交了修改，将余额更新为 150 元。
事务 A 再次读取余额，得到了 150 元。两次读取结果不一致。

幻读 (Phantom Read)

一个事务内，两次执行同一个查询，返回的结果集行数不同。重点在于另一个已提交事务对数据进行了增删（INSERT/DELETE），像产生了幻觉一样。

示例：

事务 A 第一次查询年龄小于 30 岁的员工，返回了 10 条记录。
此时事务 B 提交了一个新操作，插入了一名 25 岁的员工记录。
事务 A 再次执行相同的查询，返回了 11 条记录。

不可重复读 vs 幻读：

不可重复读针对的是某一行数据的值被修改（UPDATE）。
幻读针对的是结果集的行数发生变化（INSERT/DELETE）。

SQL 标准下的四种事务隔离级别

为了解决上述问题，SQL 标准定义了四种隔离级别，严格程度从低到高。级别越高，能解决的问题越多，但并发性能通常越低。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交 (Read Uncommitted)	❌ 可能	❌ 可能	❌ 可能
读已提交 (Read Committed)	✅ 避免	❌ 可能	❌ 可能
可重复读 (Repeatable Read)	✅ 避免	✅ 避免	❌ 可能
串行化 (Serializable)	✅ 避免	✅ 避免	✅ 避免

“注意：在 MySQL 的 InnoDB 引擎中，通过 Next-Key Locking 技术，在可重复读（Repeatable Read） 隔离级别下就已经可以避免绝大部分的幻读现象。这是 MySQL 对标准隔离级别的增强，也是其默认使用该级别的重要原因。

另外，还有两个概念你需要掌握：

快照读：快照读就是在事务开始的时候创建了一个数据的快照，在整个事务过程中都读这个快照；
当前读，则是每次都去读最新数据。MySQL 在可重复读这个隔离级别下，查询的执行效果和快照读非常接近。

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MVCC 架构

MVCC 的实现依赖于三个核心组件：隐藏字段、Undo Log 版本链和ReadView。

让我们通过架构图来理解它们的关系：

隐藏字段

为了实现 MVCC，InnoDB 引擎给每一行都加了三个额外的字段 trx_id 和 roll_ptr。

trx_id：事务 ID，也叫做事务版本号。MVCC 里面的 V 指的就是这个数字。每一个事务在开始的时候就会获得一个 ID，然后这个事务内操作的行的事务 ID，都会被修改为这个事务的 ID。
roll_ptr：回滚指针。InnoDB 通过 roll_ptr 把每一行的历史版本串联在一起。
row_id：如果你没有设置任何主键，那么这个列就会被当成主键来使用。但是它其实和 MVCC 没太大的关系，所以你不需要关注。

数据行的物理结构：

+------------+-------------+---------------+----------+-----------+
| 字段头信息 | DB_TRX_ID   | DB_ROLL_PTR   | 列1数据  | 列2数据   |
+------------+-------------+---------------+----------+-----------+
|  5字节     |  6字节      |  7字节        | 变长     | 变长      |
+------------+-------------+---------------+----------+-----------+

Undo Log 版本链

Undo Log 是 MVCC 的基石，它记录了数据变更的历史版本。每次数据修改时，InnoDB 都会在 Undo Log 中保存修改前的数据副本。

Undo Log 的类型：

INSERT Undo Log：记录插入操作，事务回滚时直接删除
UPDATE Undo Log：记录更新/删除操作，用于回滚和 MVCC。

版本链的构建过程：

“余弦：现在问题来了，假如这个时候我有一个新的事务 400，那么我该读取 trx_id 为几的数据呢？

这就涉及到了另外一个和 MVCC 紧密相关的概念：Read View。

Read View

Read View 你可以理解成是一种可见性规则。前面你已经知道了 undolog 里面存放着历史版本的数据，当事务内部要读取数据的时候，Read View 就被用来控制这个事务应该读取哪个版本的数据。

class ReadView {
private:
    trx_id_t m_low_limit_id;    // 高水位：大于等于此值的事务不可见
    trx_id_t m_up_limit_id;     // 低水位：小于此值的事务可见
    trx_id_t m_creator_trx_id;  // 创建该ReadView的事务ID
    ids_t m_ids;                // 活跃事务ID列表
    trx_id_t m_low_limit_no;    // 用于Purge的事务号
};

Read View 最关键的字段叫做 m_ids，它代表的是当前已经开始，但是还没有结束的事务的 ID，也叫做活跃事务 ID。

Read View 只用于已提交读和可重复读两个隔离级别，它用于这两个隔离级别的不同点就在于什么时候生成 Read View。

已提交读：事务每次发起查询的时候，都会重新创建一个新的 Read View。
可重复读：事务开始的时候，创建出 Read View。

可见性判断是 MVCC 最精妙的部分，它遵循一套严格的算法规则：

def check_visibility(trx_id, read_view):
    # 规则1: 当前事务修改的数据始终可见
    if trx_id == read_view.creator_trx_id:
        returnTrue

    # 规则2: 事务ID小于低水位，说明在ReadView创建前已提交
    if trx_id < read_view.up_limit_id:
        returnTrue

    # 规则3: 事务ID大于等于高水位，在ReadView之后开始
    if trx_id >= read_view.low_limit_id:
        returnFalse

    # 规则4: 检查事务是否活跃
    if trx_id in read_view.ids:  # 活跃事务列表
        returnFalse
    else:
        returnTrue# 已提交事务

# 对版本链进行判断
def find_visible_version(version_chain, read_view):
    for version in version_chain:
        if check_visibility(version.trx_id, read_view):
            return version
    returnNone# 没有可见版本

MVCC 在不同隔离级别下的行为有显著差异，这主要通过 ReadView 的生成时机来控制

读已提交

特点： 每次 SELECT 都会生成新的 ReadView。

-- 事务1
BEGIN;
SELECTnameFROMusersWHEREid = 1; -- 生成ReadView1，看到事务100的版本

-- 事务2修改并提交
UPDATEusersSETname = 'Charlie'WHEREid = 1;
COMMIT;

-- 事务1再次查询
SELECTnameFROMusersWHEREid = 1; -- 生成ReadView2，看到事务200的新版本

可重复读

只在第一次 SELECT 时生成 ReadView，后续查询复用。

-- 事务1
BEGIN;
SELECTnameFROMusersWHEREid = 1; -- 生成ReadView，看到事务100的版本

-- 事务2修改并提交
UPDATEusersSETname = 'Charlie'WHEREid = 1;
COMMIT;

-- 事务1再次查询（可重复读）
SELECTnameFROMusersWHEREid = 1; -- 使用相同的ReadView，仍看到事务100的版本

总结

面试官在问 MVCC 的时候，都是直接问你这几个问题。

你是否了解 MVCC？
MVCC 是什么？
MySQL 的 InnoDB 引擎是怎么控制数据并发访问的？
当一个线程在修改数据的时候，另外一个线程还能不能读到数据？
为什么要调整为已提交读？主要原因有两个：一是因为业务用不上，二是为了提升性能。

这时候你就要简明扼要地把原理解释清楚。按照基本定义、实现机制、隔离级别的逻辑顺序来回答。

“MVCC 是 MySQL InnoDB 引擎用于控制数据并发访问的协议。 MVCC 主要是借助于版本链来实现的。在 InnoDB 引擎里面，每一行都有两个额外的列，一个是 trx_id，代表的是修改这一行数据的事务 ID。另外一个是 roll_ptr，代表的是回滚指针。 InnoDB 引擎通过回滚指针，将数据的不同版本串联在一起，也就是版本链。这些串联起来的历史版本，被放到了 undolog 里面。当某一个事务发起查询的时候，MVCC 会根据事务的隔离级别来生成不同的 Read View，从而控制事务查询最终得到的结果。

余弦：MySQL 的默认隔离级别是可重复读，实际上互联网的很多应用都调整过这个隔离级别，降低为已提交读。

可重复读比已提交读更加容易引起死锁的问题，比如说我们之前就出现过一个因为临键锁引发的死锁问题。

而且已提交读的性能要比可重复读更好。

所以综合之下，我就推动公司去调整隔离级别，将数据库的默认隔离级别降低为已提交读。