MySQL事务隔离级别实现原理

       MySQL 的事务隔离级别主要是通过 多版本并发控制（MVCC） 和 锁机制 协同实现的。不同的隔离级别对应不同的 MVCC 行为规则和锁策略。核心组件是 Undo Log 和 Read View。

1. 读未提交（Read Uncommitted, RU）

• 实现原理：

• 无 MVCC 快照： 直接读取数据页上的最新版本，无论该版本是否已提交。

• 锁机制： 写操作（UPDATE/DELETE）仍需加锁（行锁、间隙锁等），但读操作（SELECT）不加锁（或者加极弱的锁，如 LOCK_IN_SHARE_MODE 但立即释放），所以可能读到脏页。

• 本质： 几乎“禁用”了 MVCC 的快照读功能，直接读物理最新值。

2. 读已提交（Read Committed, RC）

1. 实现原理：

1. MVCC + 短生命周期 Read View：

1. 每个 SELECT 语句开始执行时，单独生成一个新的 Read View。

2. 利用这个新 Read View 和 Undo Log 链，找到该语句启动时已提交的最新版本。

2. 锁机制：

1. 读操作： 默认使用快照读（基于 MVCC），不加锁（除非使用 FOR UPDATE/LOCK IN SHARE MODE）。

2. 写操作： 需要加锁（行锁、间隙锁）。RC 下仅对扫描到的行加锁，且语句执行完成后可能释放不满足条件的行锁（非事务结束），减少了锁冲突和死锁概率。没有间隙锁，所以可能发生幻读。

2. 关键点： 每次 SELECT 都重新生成 Read View，所以能看到在本次 SELECT 开始前其他事务已提交的修改。

3. 可重复读（Repeatable Read, RR）

1. 实现原理：

1. MVCC + 长生命周期 Read View：

1. 事务中的第一个 SELECT 语句执行时，生成一个 Read View。

2. 后续所有的普通 SELECT 语句都复用这个相同的 Read View。

3. 利用这个固定的 Read View 和 Undo Log 链，找到事务第一个 SELECT 启动时已提交的最新版本。因此，在整个事务中看到的都是一致的快照（除非读取自己修改的数据）。

2. 锁机制：

1. 读操作： 默认使用快照读（基于 MVCC），不加锁。

2. 写操作： 需要加锁。为了解决幻读问题，RR 引入了 Next-Key Locking（临键锁 = 行锁 + 间隙锁）。它锁定的不仅是扫描到的行，还包括行之间的间隙，防止其他事务在范围内插入新行（导致幻读）。

2. 关键点：

1. 快照读的“可重复读”： 由复用同一个 Read View 保证。

2. 防止幻读： 主要由 Next-Key Locking 在当前读（SELECT ... FOR UPDATE/UPDATE/DELETE）时保证。纯快照读理论上仍可能看到幻象（如果依赖快照读做业务决策可能有问题），但 InnoDB 的 RR 通过 Next-Key Lock 基本避免了幻读。

3. 当前读： 当执行 UPDATE、DELETE 或 SELECT ... FOR UPDATE 时，即使有快照，也必须读取最新已提交的数据并加锁（Next-Key Lock），以确保数据一致性和防止并发修改冲突。

4. 可串行化（Serializable）

1. 实现原理：

1. 基本“禁用”快照读： 所有普通的 SELECT 语句会被自动隐式转换为 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。

2. 锁机制：

1. 读操作： 加共享锁（S 锁）。

2. 写操作： 加排他锁（X 锁）。

3. 效果： 读写、写写操作都会相互阻塞。通过严格的两阶段锁（2PL） 和 Next-Key Locking 实现最高隔离，性能最低。

2. 本质： 退化为基于锁的并发控制，MVCC 的快照读在此级别基本失效。