【Mysql系列】Mysql 多级隔离级别揭秘

目录

一、什么是隔离级别

1.1、为什么复合操作需要事务？

1.2、事务的 ACID 特性如何保障操作可靠性？

1.3、隔离性通过隔离级别来控制

二、为什么用多级隔离级别

2.1、事务并发执行时可能引发以下问题

2.1.1、脏读（Dirty Read）- 读未提交

2.1.2、不可重复读（Non-Repeatable Read）-  读已更新

2.1.3、幻读（Phantom Read）-  读已新增已删除

2.2、SQL 标准定义的四级隔离级别（从低到高）

三、Mysql-innodb RC隔离级别解决幻读底层流程揭秘

3.1、模拟RC和RR隔离的事务情况

3.2、MVCC实现揭秘

3.2.1、数据版本链结构化表格（从新到旧排序）基于UNDO_LOG

3.2.2、版本链核心机制解析

3.2.2.1、版本链如何形成？

3.2.2.2、版本链的核心作用：支撑 MVCC 并发读

3.2.2.3、版本链的生命周期（undo log 回收）

3.2.3、如何根据undo_log中的版本链进行定位确定读取哪个版本数据呢？

3.2.3.1、核心概念定义

3.2.3.2、核心分工 

3.2.3.3、当前读与快照读的本质区别

3.2.3.4、ReadView：可见性判断的 “裁判”

3.3、拿上述模拟RC与RR的事务例子进行说明

3.3.1、例子

3.3.2、RC隔离级别 ReadView 以及规则判断

3.3.3、RR隔离级别 ReadView 以及规则判断 

 3.3.4、RR存在幻读的特例

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一、什么是隔离级别

        在 MySQL 中，当需要执行多条 SQL 语句（例如 “先查询数据状态再进行更新”、“跨表关联修改数据” 等场景）时，单条 SQL 的独立执行无法保证整体操作的可靠性。此时需引入事务机制，通过 ACID 特性屏蔽并发业务的干扰，确保操作的原子性与完整性：

1.1、为什么复合操作需要事务？

假设业务场景为 “查询账户余额后进行转账”，若不使用事务：

1. 事务 A 查询余额为 1000 元，准备转账 500 元；
2. 此时事务 B 同时修改该账户余额为 0 并提交；
3. 事务 A 继续执行转账操作，最终余额变为 - 500 元，导致数据错误。

事务的作用：将多条 SQL 语句封装为一个不可分割的整体，要么全部成功，要么全部回滚，避免中间状态被其他业务干扰。MySQL 的事务机制通过 ACID 特性，为多条 SQL 的复合操作提供了 “原子性保护罩”：既屏蔽了并发业务的干扰，又确保了数据在复杂操作中的一致性，是解决 “查询 - 修改” 类业务场景可靠性问题的核心方案。

1.2、事务的 ACID 特性如何保障操作可靠性？

特性	含义及作用	示例场景
原子性（Atomicity）	事务中的操作要么全部完成，要么全部回滚，不存在部分成功的状态。	转账操作中，扣款与到账必须同时成功，否则回滚至初始状态。
一致性（Consistency）	事务执行前后，数据从一个合法状态变为另一个合法状态，避免逻辑错误。	转账后，转出账户减少的金额必须等于转入账户增加的金额，总余额不变。
隔离性（Isolation）	多个事务并发执行时，相互之间不可见、不干扰，通过隔离级别避免脏读、幻读等问题。	事务 A 查询余额时，不受事务 B 未提交的修改影响，确保读取的数据是已提交的合法版本。
持久性（Durability）	事务提交后，数据修改永久保存，即使数据库崩溃也能恢复。	转账成功后，即使服务器断电，重启后数据依然有效。

1.3、隔离性通过隔离级别来控制

隔离性（Isolation） 正是通过设置多级隔离级别来控制不同事务之间的干扰程度。多级隔离级别的设计本质是在 “数据一致性” 和 “并发性能” 之间寻找平衡，不同级别对应不同的并发控制策略，同时来针对解决脏读、幻读等问题。

二、为什么用多级隔离级别

2.1、事务并发执行时可能引发以下问题

2.1.1、脏读（Dirty Read）- 读未提交

事务 A 读取到事务 B 未提交的修改，若 B 回滚，A 读取的数据即为无效。

核心逻辑：

1. 事务 B 的更新未提交时，事务 A 若能读到这个 “临时数据”，就会引发脏读；
2. 事务 B 回滚后，事务 A 之前读的 “李四” 实际不存在，数据一致性被破坏

时间点	事务 A 操作	事务 B 操作	stu 表（id=1）数据状态	关键问题（脏读风险）
T1	-（未开始查询）	-（未开始更新）	name='李牛牛'	-
T2	-（等待）	update stu set name='李四' where id=1（执行更新，但未提交）	name='李四'（事务 B 未提交的临时状态）	事务 B 修改了数据，但还没确认（未提交）
T3	select * from stu where id=1（查询数据）	-（等待）	读事务 B 未提交的name='李四'	脏读发生：事务 A 读到了事务 B 未提交的临时数据
T4	-（等待）	rollback（回滚事务，撤销 T2 的修改）	回滚为name='李牛牛'	事务 B 的修改被撤销，事务 A 之前读的数据 “无效” 了
T5	-（后续查询 / 业务逻辑）	-（结束）	name='李牛牛'	若事务 A 基于 T3 的脏数据做业务，会出问题

2.1.2、不可重复读（Non-Repeatable Read）-  读已更新

事务 A 多次读取同一数据时，事务 B 在期间提交了修改，导致 A 前后读取结果不一致。

核心逻辑：

1. 事务 A 在同一事务内，先读李牛牛，后读李四；
2. 差异源于事务 B 在事务 A 执行期间提交了修改，破坏了 “同一事务内数据可重复读” 的预期。

时间点	事务 A 操作	事务 B 操作	stu 表（id=1）数据状态	关键现象（不可重复读）
T1	-（未开始）	-（未开始）	name='李牛牛'	-
T2	select * from stu where id=1（第一次查询）	-（等待）	name='李牛牛'	事务 A 拿到初始数据
T3	处理其他数据（耗时操作）	-（等待）	name='李牛牛'	数据暂时未变
T4	-（等待）	update stu set name='李四' where id=1（执行更新）	name='李四'（事务 B 修改后）	事务 B 修改了数据，但未提交
T5	-（等待）	commit（提交事务 B）	name='李四'（已提交）	事务 B 的修改生效，数据永久改变
T6	select * from stu where id=1（第二次查询）	-（结束）	name='李四'	不可重复读发生：同事务内两次查询结果不同

2.1.3、幻读（Phantom Read）-  读已新增已删除

事务 A 按条件查询数据时，事务 B 插入了符合条件的新数据，导致 A 再次查询时结果集 “幻觉” 般新增记录。

核心逻辑：

        1.事务 A 先查询 “无数据”→执行删除→再查询 “有数据（李牛牛）”；

        2.差异源于事务 B 在事务 A 执行期间插入并提交了新数据，让事务 A 产生 “数据幻觉”。

时间点	事务 A 操作	事务 B 操作	stu 表数据状态	关键现象（幻读）
T1	-（未开始）	-（未开始）	空表（假设初始无数据）	-
T2	select * from stu（第一次查询）	-（等待）	空表	事务 A 看到 “没有数据”
T3	delete from stu（删除操作，实际无数据可删）	-（等待）	空表	逻辑上 “删除所有数据”，但无实际效果
T4	-（等待）	insert into stu value(2, '李牛牛')（插入数据）	插入后：id=2, name='李牛牛'（事务 B 未提交）	事务 B 新增数据，但未提交
T5	-（等待）	commit（提交事务 B）	数据变为：id=2, name='李牛牛'（已提交）	事务 B 的插入生效，数据永久存在
T6	select * from stu（第二次查询）	-（结束）	id=2, name='李牛牛'	幻读发生：同事务内前后查询数据量 / 内容突变

多级隔离级别的存在，正是为了通过不同策略解决上述问题，同时避免过度锁定导致性能下降。

2.2、SQL 标准定义的四级隔离级别（从低到高）

隔离级别	解决的问题	并发性能影响	MySQL 默认级别（InnoDB）
读未提交（Read Uncommitted）	不解决任何问题，可能出现脏读、不可重复读、幻读	最高（几乎无锁定）	一般不使用
读已提交（Read Committed, RC）	解决脏读，仍可能出现不可重复读、幻读	较高（行级锁，提交后释放）	是（大多数业务场景）
可重复读（Repeatable Read, RR）	解决脏读、不可重复读，仍可能出现幻读（Innodb除外）	中等（行级锁 + 间隙锁，防止数据修改）	可配置使用
可串行化（Serializable）	解决所有并发问题（脏读、不可重复读、幻读）	最低（完全串行化执行）	仅特殊场景使用

三、Mysql-innodb RC隔离级别解决幻读底层流程揭秘

在 MySQL 的 InnoDB 存储引擎里，RC（读已提交）和 RR（可重复读）这两种隔离级别，借助 MVCC（多版本并发控制）机制来处理并发事务。

3.1、模拟RC和RR隔离的事务情况

时间点	事务 A（trx_id=1）	事务 B（trx_id=2）	事务 C（trx_id=3）	事务 D（查询事务）	stu 表（id=1）数据版本变化	关键现象（RR vs RC）
T1	begin update name=' 李牛牛' where id = 1	-（未开始）	-（未开始）	-（未开始）	事务 A 修改后：版本 1（trx_id=1，name=' 李牛牛 '）	-
T2	commit	-（未开始）	-（未开始）	-（未开始）	版本 1 提交，成为 “已提交版本”	-
T3	-（结束）	begin update name=' 李四' where id = 1	-（未开始）	-（未开始）	事务 B 修改后：版本 2（trx_id=2，name=' 李四 '）	版本 2 未提交，仅事务 B 可见
T4	-（结束）	处理其他数据（耗时操作）	-（未开始）	select * from stu where id = 1		RR和RC读版本1（李牛牛）
T5	-（结束）	commit	-（未开始）	处理其他数据（耗时操作）	版本 2 提交，覆盖版本 1，成为新 “已提交版本”	-
T6	-（结束）	-（结束）	begin update name=' 王五' where id = 1	处理其他数据（耗时操作）	事务 C 修改后：版本 3（trx_id=3，name=' 王五 '）	版本 3 未提交，仅事务 C 可见
T7	-（结束）	-（结束）	处理其他数据（耗时操作）	select * from stu where id = 1（第二次查询）		RC读版本2（李四） RR读版本1（李牛牛）-解决不可重复度
T8	-（结束）	-（结束）	commit	(等待)	版本 3 提交，覆盖版本 2，成为最新 “已提交版本”
T8	-（结束）	-（结束）	-（结束）	(等待)	无新修改，版本 3 仍为最新

3.2、MVCC实现揭秘

MVCC 的核心逻辑是通过维护数据的多个版本，让不同事务在并发访问时，能基于各自可见的版本读写数据，以此在保证一定数据一致性的同时，提升并发性能 ，平衡了数据一致性需求与系统并发处理能力。InnoDB 的数据版本链使用的是回滚日志（UNDO_LOG）是 MVCC 的底层支撑，通过TRX_ID和DB_ROLL_PTR串联历史版本，让读写操作在并发时互不阻塞；而 隔离级别的差异 本质是 “读操作遍历版本链时的规则不同”（快照是否固定、遍历范围如何），最终导致 “可重复读” 或 “不可重复读” 的结果。

3.2.1、数据版本链结构化表格（从新到旧排序）基于UNDO_LOG

版本层级 （新→旧）	id	姓名	TRX_ID （修改事务 ID）	DB_ROLL_PTR （回滚指针，指向上一版本）	版本来源
版本 3 （最新）	1	王五	3	0x6446123（指向版本 2）	事务 3 修改并提交
版本 2	1	李四	2	0x6346413（指向版本 1）	事务 2 修改并提交
版本 1	1	李牛牛	1	0x77108a12（指向版本 0）	事务 1 修改并提交
版本 0 （最旧）	1	李牛牛	null	null	初始数据（无事务修改）

3.2.2、版本链核心机制解析

3.2.2.1、版本链如何形成？

• 每次事务修改数据时，InnoDB 会：
  ① 复制当前行的旧版本到 undo log（回滚日志）；
  ② 生成新版本，记录自身TRX_ID（修改事务的 ID）；
  ③ 通过DB_ROLL_PTR将新版本与旧版本串联，形成单向链表。

• 示例中，数据从 “李牛牛”→“李牛牛”→“李四”→“王五” 的演变，对应版本 0→1→2→3 的链式结构。

3.2.2.2、版本链的核心作用：支撑 MVCC 并发读

InnoDB 的 MVCC（多版本并发控制） 通过版本链实现 “读不阻塞写，写不阻塞读”：

• 读操作（SELECT）：根据当前事务的隔离级别和一致性快照，从版本链的最新版本开始，向前遍历，跳过以下版本：
          ✖️ 事务未提交的版本（TRX_ID对应事务未提交）；
          ✖️ 事务 ID 大于当前快照可见范围的版本（仅 RR 级别会严格校验）。
• 写操作（UPDATE/DELETE）：直接生成新的版本，追加到版本链末端（旧版本保留在 undo log，供回滚或 MVCC 读使用）。

3.2.2.3、版本链的生命周期（undo log 回收）

• 版本链中的旧版本不会永久保留，InnoDB 会通过 purge 线程 回收 “不再被任何事务需要的旧版本”（如：当所有活跃事务的快照都不包含某旧版本时，该版本会被清理）。
• 这解释了为什么长事务会导致 undo log 膨胀（长事务的快照保留时间长，旧版本无法及时回收）。

3.2.3、如何根据undo_log中的版本链进行定位确定读取哪个版本数据呢？

在 MySQL 的 InnoDB 存储引擎中，MVCC 通过 版本链（undo log） 和 ReadView 机制 实现高并发下的数据一致性。当事务执行 快照读（如普通 SELECT）时，会根据 隔离级别 生成 ReadView（RC 级别每次查询生成新 ReadView，RR 级别事务启动时生成一次），并按规则遍历版本链，直至找到可见版本或链尾。而 当前读（如 SELECT ... FOR UPDATE）则直接读取最新版本并加锁，不依赖 ReadView。通过这种方式，MVCC 将数据可见性判断转化为高效的内存操作，既避免了锁冲突，又通过隔离级别灵活控制一致性，实现了性能与正确性的平衡。

3.2.3.1、核心概念定义

概念	本质	典型操作示例	核心特点
当前读	读取数据的最新版本，并对数据加锁（共享锁 / 排他锁），保证并发一致性。	SELECT ... FOR UPDATE（排他锁） SELECT ... LOCK IN SHARE MODE（共享锁） INSERT/UPDATE/DELETE（隐式加锁）	① 读最新数据；② 加锁，阻塞其他事务修改
快照读	读取数据的历史版本（通过 MVCC 的版本链），无需加锁（逻辑无锁）。	普通 SELECT * FROM table（未加锁时）	① 读历史版本；② 无锁，高并发友好
ReadView	一个 “可见性视图”，用于判断哪个历史版本对当前事务可见的规则集合。	由 InnoDB 自动生成（随事务 / 查询启动）	包含活跃事务 ID、版本范围等元数据

3.2.3.2、核心分工 

概念	作用	依赖关系
MVCC	多版本并发控制，通过维护数据的历史版本链（undo log），实现读写并发无锁化。	是快照读的底层支撑，当前读也依赖其版本链（但行为不同）。
快照读	读取历史版本（非最新数据），无锁，高并发友好。	必须依赖 ReadView 判断哪个历史版本可见。负责高并发场景。
当前读	读取最新版本，并加锁（共享 / 排他锁），保证写操作原子性。	不依赖 ReadView（加锁，直接读最新），直接访问最新数据并加锁。负责强一致场景（如写操作、临界资源读取）。
ReadView	一个 “可见性规则集合”，记录生成时刻的活跃事务 ID 等信息，指导快照读选择历史版本。	是快照读的可见性判断依据，决定从版本链中选哪个版本。

3.2.3.3、当前读与快照读的本质区别

特性	快照读（Snapshot Read）	当前读（Current Read）
依赖 ReadView	✅ 必须通过 ReadView 选择历史版本	❌ 直接读取最新版本（忽略 ReadView）
加锁机制	❌ 无锁（MVCC 实现读 - 写并发）	✅ 加锁（S/X 锁，阻塞其他事务修改）
典型操作	SELECT * FROM table（无锁查询）	SELECT ... FOR UPDATE INSERT/UPDATE/DELETE
一致性保证	由 ReadView 和隔离级别控制（RC/RR 的差异）	强一致性（读取时锁定最新数据）

3.2.3.4、ReadView：可见性判断的 “裁判”

ReadView 是一个动态生成的内存结构，包含四个核心字段：

• m_ids：当前活跃事务 ID 集合（未提交的事务）；
• min_trx_id：m_ids中的最小事务 ID；
• max_trx_id：下一个待分配的事务 ID（未来事务的起始 ID）；
• creator_trx_id：当前事务自身的 ID。

当事务执行快照读时，InnoDB 会按以下步骤遍历版本链：

获取当前 ReadView（根据隔离级别生成，RC 每次查询生成，RR 事务启动时生成）；

从最新版本开始，检查每个版本的trx_id是否满足以下条件：

条件	结果
trx_id < min_trx_id	✅ 版本可见（事务已提交）
trx_id ≥ max_trx_id	❌ 版本不可见（事务在 ReadView 生成后启动）
min_trx_id ≤ trx_id < max_trx_id 且 trx_id ∈ m_ids	❌ 版本不可见（事务未提交）
min_trx_id ≤ trx_id < max_trx_id 且 trx_id ∉ m_ids	✅ 版本可见（事务已提交）

递归检查：若当前版本不可见，则通过DB_ROLL_PTR回溯到上一版本，重复上述判断，直到找到可见版本或遍历到链尾。

3.3、拿上述模拟RC与RR的事务例子进行说明

我们把上面的例子挪下来。

3.3.1、例子

时间点	事务 A（trx_id=1）	事务 B（trx_id=2）	事务 C（trx_id=3）	事务 D（查询事务）	stu 表（id=1）数据版本变化	关键现象（RR vs RC）
T1	begin update name=' 李牛牛' where id = 1	-（未开始）	-（未开始）	-（未开始）	事务 A 修改后：版本 1（trx_id=1，name=' 李牛牛 '）	-
T2	commit	-（未开始）	-（未开始）	-（未开始）	版本 1 提交，成为 “已提交版本”	-
T3	-（结束）	begin update name=' 李四' where id = 1	-（未开始）	-（未开始）	事务 B 修改后：版本 2（trx_id=2，name=' 李四 '）	版本 2 未提交，仅事务 B 可见
T4	-（结束）	处理其他数据（耗时操作）	-（未开始）	select * from stu where id = 1		RR和RC读版本1（李牛牛）
T5	-（结束）	commit	-（未开始）	处理其他数据（耗时操作）	版本 2 提交，覆盖版本 1，成为新 “已提交版本”	-
T6	-（结束）	-（结束）	begin update name=' 王五' where id = 1	处理其他数据（耗时操作）	事务 C 修改后：版本 3（trx_id=3，name=' 王五 '）	版本 3 未提交，仅事务 C 可见
T7	-（结束）	-（结束）	处理其他数据（耗时操作）	select * from stu where id = 1（第二次查询）		RC读版本2（李四） RR读版本1（李牛牛）-解决不可重复度
T8	-（结束）	-（结束）	commit	(等待)	版本 3 提交，覆盖版本 2，成为最新 “已提交版本”
T8	-（结束）	-（结束）	-（结束）	(等待)	无新修改，版本 3 仍为最新

3.3.2、RC隔离级别 ReadView 以及规则判断

在读已提交（RC）隔离级别下，每一次执行快照读（select语句）时，都会生成一个ReadView,在上述例子中事务4，在事务3与事务2提交过程中 进行了2次查询，也就是生成了2次ReadView。

快照读时机	ReadView的值	版本链数据访问规则 （每一个版本进行遍历判断找到对应版本）
第一次快照读，是事务2还未提交	m_ids=[2,3,4](当前活跃事务 ID 集合（未提交的事务） min_trx_id =2(m_ids中的最小事务 ID) max_trx_id = 5(下一个待分配的事务 ID（未来事务的起始 ID) creator_trx_id =4(当前事务自身的 ID)	1、当前事务id == creator_trx_id(4)? （成立说明数据就是自己这个事务更改的） 2、trx_id<min_trx_id(2)? （成立说明数据已经提交了，可以访问，只有版本链中的1满足，其他不满足） 3、trx_id>max_trx_id(5)? （成立、并判断版本是否在m_ids中，如果在说明事务没有提交） 4、min_trx_id(2)<=trx_id<=max_trx_id(5) （如果成立，说明这个版本事务没有被提交不能访问，不存在可以访问） （满足一个即可返回，顺序互斥判断）综上判断最终找到版本1，返回李牛牛
第二次快照读，是事务2已提交，事务3未提交	m_ids=[3,4](当前活跃事务 ID 集合（未提交的事务） min_trx_id =3(m_ids中的最小事务 ID) max_trx_id = 5(下一个待分配的事务 ID（未来事务的起始 ID) creator_trx_id =4(当前事务自身的 ID)	1、当前事务id == creator_trx_id(4)? （成立说明数据就是自己这个事务更改的） 2、trx_id<min_trx_id(3)? （成立说明数据已经提交了，可以访问，遍历到版本链中的2满足） 3、trx_id>max_trx_id(5)? （成立说明该事务是在ReadView生成以后才开始，不容许访问。不成立，可以访问） 4、min_trx_id(3)<=trx_id<=max_trx_id(5) （如果成立，说明这个版本事务没有被提交不能访问，不存在可以访问） （满足一个即可返回，顺序互斥判断）综上判断最终找到版本2，返回李四

3.3.3、RR隔离级别 ReadView 以及规则判断 

在可重复读（RR）隔离级别下，仅在第一次执行快照读（select语句）时，都会生成一个ReadView，后面快照读复用,在上述例子中事务4，在事务3与事务2提交过程中 进行了2次查询，也就是生成了1次ReadView。

快照读时机	ReadView的值	版本链数据访问规则 （每一个版本进行遍历判断找到对应版本）
第一次快照读，是事务2还未提交	m_ids=[2,3,4](当前活跃事务 ID 集合（未提交的事务） min_trx_id =2(m_ids中的最小事务 ID) max_trx_id = 5(下一个待分配的事务 ID（未来事务的起始 ID) creator_trx_id =4(当前事务自身的 ID)	1、当前事务id == creator_trx_id(4)? （成立说明数据就是自己这个事务更改的） 2、trx_id<min_trx_id(2)? （成立说明数据已经提交了，可以访问，只有版本链中的1满足，其他不满足） 3、trx_id>max_trx_id(5)? （成立、并判断版本是否在m_ids中，如果在说明事务没有提交） 4、min_trx_id(2)<=trx_id<=max_trx_id(5) （如果成立，说明这个版本事务没有被提交不能访问，不存在可以访问） （满足一个即可返回，顺序互斥判断）综上判断最终找到版本1，返回李牛牛
第二次快照读，是事务2已提交，事务3未提交	复用第一的快照读	1、当前事务id == creator_trx_id(4)? （成立说明数据就是自己这个事务更改的） 2、trx_id<min_trx_id(2)? （成立说明数据已经提交了，可以访问，只有版本链中的1满足，其他不满足） 3、trx_id>max_trx_id(5)? （成立、并判断版本是否在m_ids中，如果在说明事务没有提交） 4、min_trx_id(2)<=trx_id<=max_trx_id(5) （如果成立，说明这个版本事务没有被提交不能访问，不存在可以访问） （满足一个即可返回，顺序互斥判断）综上判断最终找到版本1，返回李牛牛

 3.3.4、RR存在幻读的特例

在可重复读（RR）隔离级别下，仅在第一次执行快照读（select语句）时，都会生成一个ReadView，后面快照读复用。因为复用了 所以没有幻读的问题。

特例：当两次快照读之间存在当前读（也就是说加了锁） ，ReadView会从新生成，导致产生幻读。