MySQL 可重複讀，差點就我背上了一個 P0 事故！

樓下小黑哥發表於2020-06-01
MySql

小黑黑的碎碎念

哎，最近有點忙，備考複習不利，明天還要搬家，好難啊！！

本想著這周鴿了，但是想想還是不行，爬起來，更新一下，周更可不能斷。偷懶一下，修改一下之前的一篇歷史文章，重新發布一下。

先贊後看，微信搜尋「程式通事」，關注就完事了

P0 事故：餘額多扣！

這是一個真實的生產事件，事件起因如下：

現有一個交易系統，每次產生交易都會更新相應賬戶的餘額，出賬扣減餘額，入賬增加餘額。

為了保證資金安全，餘額發生扣減時，需要比較現有餘額與扣減金額大小，若扣減金額大於現有餘額，扣減餘額不足，扣減失敗。

賬戶表（省去其他欄位）結構如下：

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

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

扣減餘額時，sql 語序如下所示：

更新餘額 sql 語序

ps:看到上面的語序，有沒有個小問號？為什麼相同查詢了這麼多次？

其實這些 SQL 語序並不在同個方法內，並且有些方法被抽出複用，所以導致一些相同查詢結果沒辦法往下傳遞，所以只得再次從資料庫中查詢。

為了防止併發更新餘額，在 t3 時刻，使用寫鎖鎖住該行記錄。若加鎖成功，其他執行緒的若也執行到 t3,將會被阻塞，直到前一個執行緒事務提交。

t5 時刻，進入到下一個方法，再次獲取賬戶餘額，然後在 Java 方法內比較餘額與扣減金額，若餘額充足，在 t7 時刻執行更新操作。

上面的 SQL 語序看起來沒有什麼問題吧，實際也是這樣的，賬戶系統已經在生產執行很久，沒出現什麼問題。但是這裡需要說一個前提，系統資料庫是 Oracle 。

但是從上面表結構，可以得知此次資料庫被切換成 MySQL，系統其他任何程式碼以及配置都不修改（sql 存在小改動）。

就是這種情況下，併發執行發生餘額多扣，即實際餘額明明小於扣減金額，但是卻做了餘額更新操作，最後導致餘額變成了負數。

下面我們來重現併發這種情況，假設有兩個事務正在發執行該語序，執行順序如圖所示。

注意點：資料庫使用的是 MySQL，預設事務隔離等級，即 RR。資料庫記錄為 id=1 balance=1000，假設只有當時只有這兩個事務在執行。

各位讀者可以先思考一下，t2,t3,t4,t5,t6,t11 時刻餘額多少。

下面貼一下事務隔離等級RR 下的答案。

事務1 的查詢結果為：

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

事務 2 的查詢結果為：

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

有沒有跟你想的結果的一樣？

接著將事務隔離等級修改成 RC，同樣再來思考一下 t2,t3,t4,t5,t6,t11 時刻餘額。

再次貼下事務隔離等級RC 下的答案。

事務1 的查詢結果為：

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

事務 2 的查詢結果為：

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

事務 1 的查詢結果，大家應該會沒有什麼問題，主要疑問點應該在於事務 2，為什麼換了事務隔離等級結果卻不太一樣？

下面我們先帶著疑問，瞭解一下 MySQL 的相關原理 ，看完你就會明白這一切。

  • MVCC
  • 一致性檢視
  • 快照讀與當前讀

MVCC

我們先來看下一個簡單的例子，

事務隔離等級為 RR ， id=1 balance=1000

更新時序

事務 1 將 id=1 記錄 balance 更新為 900，接著事務 2 在 t5 時刻查詢該行記錄結果，很顯然該行記錄應該為 id=1 balance=1000。

如果 t5 查詢最新結果 id=1 balance=900，這就讀取到事務 1 未提交的資料，顯然不符合當前事務隔離級別。

從上面例子可以看到 id=1 的記錄存在兩個版本，事務 1 版本記錄為 balance=1000 ，事務 2 版本記錄為 balance=900。

上述功能，MySQL 使用 MVCC 機制實現功能。

MVCC：Multiversion concurrency control，多版本併發控制。摘錄一段淘寶資料庫月報的解釋：

多版本控制: 指的是一種提高併發的技術。最早的資料庫系統，只有讀讀之間可以併發，讀寫，寫讀，寫寫都要阻塞。引入多版本之後，只有寫寫之間相互阻塞，其他三種操作都可以並行，這樣大幅度提高了InnoDB的併發度。在內部實現中，與Postgres在資料行上實現多版本不同，InnoDB是在undolog中實現的，通過undolog可以找回資料的歷史版本。找回的資料歷史版本可以提供給使用者讀(按照隔離級別的定義，有些讀請求只能看到比較老的資料版本)，也可以在回滾的時候覆蓋資料頁上的資料。在InnoDB內部中，會記錄一個全域性的活躍讀寫事務陣列，其主要用來判斷事務的可見性。

可以看到 MVCC 主要用來提高併發，還可以用來讀取老版本資料。

在學習 MVCC 原理之前，首先我們需要了解 MySQL 記錄結構。

行記錄

如上圖所示，account 表一行記錄，除了真實資料之外，還會存在三個隱藏欄位，用來記錄額外資訊。

  • DB_TRX_ID:事務id。

  • DB_ROLL_PTR: 回滾指標，指向 undolog。

  • ROW_ID：行 id,與此次無關。

MySQL InnoDB 裡面每個事務都會有一個唯一事務 ID，它在事務開始的時候會跟 InnoDB 的事務系統申請的，並且嚴格按照順序遞增的。

每次事務更新資料時，將會生成一個新的資料版本，然後會把當前的事務 id 賦值給當前記錄的 DB_TRX_ID。並且資料更新記錄（1,1000---->1,900）將會記錄在 undo log（回滾日誌）中，然後使用當前記錄的 DB_ROLL_PTR 指向 und olog。

這樣 MySQL 就可以通過 DB_ROLL_PTR 找到 undolog 推匯出之前版本記錄內容。

查詢過程如下：

查詢過程

若需要知道 V1 版本記錄，首先根據當前版本 V3 的 DB_ROLL_PTR 找到 undolog，然後根據 undolog 內容，計算出上一個版本 V2。以此類推，最終找到 V1 這個版本記錄。

V1，V2 並不是物理記錄，沒有真實存在，僅僅具有邏輯意義。

一行資料記錄可能同時存在多個版本，但並不是所有記錄都能對當前事務可見。不然上面 t5 就可能查詢到最新的資料。所以查詢資料版本時候 MySQL 必須判斷資料版本是否對當前事務可見。

一致性檢視

MySQL 會在事務開始後建立一個一致性檢視（並不是立刻建立），在這個檢視中，會儲存所有活躍的事務(還未提交的事務)。

假設當前事務儲存活躍事務陣列為如下圖。

檢視陣列

判斷版本對於當前事務是否可見時，基於以下規則判斷：

  1. 若版本事務 id 小於當前活躍事務 id 陣列最小值,比如版本 id 為 40，小於活躍陣列最小值 45。這就代表當前版本的事務已提交，當前版本對於當前事務可見。

  2. 若版本事務 id 大於當前活躍事務陣列的最大值，如版本事務 id 為 100， 大於陣列最大事務 id 90。說明了這個版本是當前事務建立之後生成，所以這個版本對於當前事務不可見。

  3. 若版本事務 id 是當前活躍陣列事務之一，比如版本事務 id 為 56。代表記錄版本所屬事務還未提交，所以該版本對於當前事務不可見。

  4. 若版本事務 id 不是當前活躍陣列事務之一，但是事務 id 位於活躍陣列最小值與最大值之一，比如如事務 ID 57。代表當前記錄事務已提交，所以該版本對於當前事務可見。

  5. 若版本事務 id 為當前事務 id，代表該行資料是當前事務變更的，當然得可見。

4 這個規則可能比較繞，結合上面圖片比較好理解。

以上判斷規則可能比較抽象，看不懂，沒事，我們再用大白話解釋一下：

  1. 未提交事務生成的記錄版本，不可見。

  2. 檢視生成前，已提交事務生成記錄版本可見。

  3. 檢視生成後，新事務生成記錄版本不可見。

  4. 自身事務更新永遠可見。

一致性檢視只會在 RR 與 RC 下才會生成，對於 RR 來說，一致性檢視會在第一個查詢語句的時候生成。而對於 RC 來說，每個查詢語句都會重新生成檢視。

當前讀與快照讀

MySQL 使用 MVCC 機制，可以讀取之前版本資料。這些舊版本記錄不會且也無法再去修改，就像快照一樣。所以我們將這種查詢稱為快照讀。

當然並不是所有查詢都是快照讀，select .... for update/ in share mode 這類加鎖查詢只會查詢當前記錄最新版本資料。我們將這種查詢稱為當前讀。

問題分析

講完原理之後，我們回過頭分析一下上面查詢結果的原因。

這裡我們將上面答案再貼過來。

事務隔離級別為 RR，t2，t3 時刻兩個事務由於查詢語句，分別建立了一致性檢視。

t4 時刻，由於事務 1 使用 select.. for update 為 id=1 這一行上了一把鎖，然後獲取到最新結果。而 t5 時刻，由於該行已被上鎖，事務 2 必須等待事務 1 釋放鎖才能繼續執行。

t6 時刻根據一致性檢視，不能讀取到其他事務提交的版本，所以資料沒變。t8 時刻餘額扣減 100，t9 時刻提交事務。

此時最新版本記錄為 id=1 balance=900。

由於事務 1 事務已提交，行鎖被釋放，t5 成功獲取到鎖。由於 t5 是當前讀，所以查詢的結果為最新版本資料（1,900）。

重點來了，當前這條記錄的最新版本資料為 （1,900），但是最新版本事務 id，卻是事務 2 建立之後未提交的事務，位於活躍事務陣列中。所以最新記錄版本對於事務 2 是不可見的。

沒辦法只能根據 undolog 去讀取上一版本記錄 (1,1000) ，這個版本記錄剛好對於事務 2 可見，所以 t11 的記錄為 (1,1000)。

而當我們將事務隔離等級修改成 RC，每次都會重新生成一致性檢視。所以 t11 時刻重新生成了一致性檢視，這時候事務 1 已提交，當前最新版本的記錄對於事務 2 可見，所以 t11 的結果將會變為 （1,900）。

總結

MySQL 預設事務隔離等級為 RR，每一行資料（InnoDB）的都可以有多個版本，而每個版本都有獨一的事務 id。

MySQL 通過一致性檢視確保資料版本的可見性，相關規則總結如下：

  • 對於 RR 事務隔離等級，普通查詢僅能查到事務啟動前就已經提交完成的版本資料。
  • 對於 RC 事務隔離等級，普通查詢可以查到查詢語句啟動前就已經提交完成的版本資料。
  • 當前讀總是讀取最新版本的資料。

幫助文件

1: https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-multi-versioning.html
2 http://mysql.taobao.org/monthly/2017/12/01/
3 http://mysql.taobao.org/monthly/2018/11/04/
4 https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-consistent-read.html
5 極客時間- MySQL 專欄--事務到底是隔離的還是不隔離的

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