惊！MySQL MVCC原来这么简单

Posted 2021-05-01 落叶飞翔的蜗牛

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mysql事务隔离级别（2）

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第1节

MVCC概述

第2节

相关概念介绍

第3节

案例分析

第4节

总结

1  MVCC概述

事务隔离级别怎么实现的呢？

MySQL InnoDB存储引擎的事务隔离级别主要是MVCC（MVCC,Multiversion Currency Control）实现的。

多版本控制: 指的是一种提高并发的技术。最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。引入多版本控制之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了InnoDB的并发度。在内部实现中，与Postgres在数据行上实现多版本不同，InnoDB是在undolog中实现的，通过undolog可以找回数据的历史版本。找回的数据历史版本可以提供给用户读(按照隔离级别的定义，有些读请求只能看到比较老的数据版本)，也可以在回滚的时候覆盖数据页上的数据。在InnoDB内部中，会记录一个全局的活跃读写事务数组，其主要用来判断事务的可见性。

事务

实现

MVCC概述

1. MySQL的大多数事务型存储引擎实现的其实都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑, 它们一般都同时实现了多版本并发控制(MVCC)。不仅是MySQL, 包括Oracle,PostgreSQL等其他数据库系统也都实现了MVCC, 但各自的实现机制不尽相同, 因为MVCC没有一个统一的实现标准。

2. 可以将MVCC看成是行级锁的一个变种, 但是它在很多情况下避免了加锁操作, 因此开销更低。虽然实现机制有所不同, 但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。

3. MVCC的实现方式有多种, 典型的有乐观(optimistic)并发控制 和 悲观(pessimistic)并发控制。

4. MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别都和MVCC不兼容, 因为 READ UNCOMMITTED 总是读取最新的数据行, 而不是符合当前事务版本的数据行。而 SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。

• MVCC是被MySQL中事务型存储引擎InnoDB 所支持的

• 应对高并发事务, MVCC比单纯的加锁更高效

• MVCC只在READ COMMITTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作

• MVCC可以使用 乐观(optimistic)锁 和 悲观(pessimistic)锁来实现

• 各数据库中MVCC实现并不统一

• InnoDB的MVCC是通过在每行记录后面保存3个隐藏的列来实现的

2  相关概念介绍

概念

介绍

Read view

InnoDB支持MVCC多版本，其中RC（Read Committed）和RR（Repeatable Read）隔离级别是利用consistent read view（一致读视图）方式支持的。所谓consistent read view就是在某一时刻给事务系统trx_sys打snapshot（快照），把当时trx_sys状态（包括活跃读写事务数组）记下来，之后的所有读操作根据其事务ID（即trx_id）与snapshot中的trx_sys的状态作比较，以此判断read view对于事务的可见性。

Read view中保存的trx_sys状态主要包括

• low_limit_id：high water mark，大于等于view->low_limit_id的事务对于view都是不可见的

• up_limit_id：low water mark，小于view->up_limit_id的事务对于view一定是可见的

• low_limit_no：trx_no小于view->low_limit_no的undo log对于view是可以purge的

• rw_trx_ids：读写事务数组

RR隔离级别（除了Gap锁之外）和RC隔离级别的差别是创建snapshot时机不同。RR隔离级别是在事务开始时刻，确切地说是第一个读操作创建read view的；RC隔离级别是在语句开始时刻创建read view的。

创建/关闭read view需要持有trx_sys->mutex，会降低系统性能，5.7版本对此进行优化，在事务提交时session会cache只读事务的read view。下次创建read view，判断如果是只读事务并且系统的读写事务状态没有发生变化，即trx_sys的max_trx_id没有向前推进，而且没有新的读写事务产生，就可以重用上次的read view。

Read view创建之后，读数据时比较记录最后更新的trx_id和view的high/low water mark和读写事务数组即可判断可见性。

如前所述，如果记录最新数据是当前事务trx的更新结果，对应当前read view一定是可见的。

除此之外可以通过high/low water mark快速判断：

• trx_id < view->up_limit_id的记录对于当前read view是一定可见的；

• trx_id >= view->low_limit_id的记录对于当前read view是一定不可见的；

如果trx_id落在[up_limit_id, low_limit_id)，需要在活跃读写事务数组查找trx_id是否存在，如果存在，记录对于当前read view是不可见的。

由于InnoDB的二级索引只保存page最后更新的trx_id，当利用二级索引进行查询的时候，如果page的trx_id小于view->up_limit_id，可以直接判断page的所有记录对于当前view是可见的，否则需要回clustered索引进行判断。

如果记录对于view不可见，需要通过记录的DB_ROLL_PTR指针遍历history list构造当前view可见版本数据。

概念

介绍

回滚段

InnoDB也是采用回滚段的方式构建old version记录，这跟Oracle方式类似。

记录的DB_ROLL_PTR指向最近一次更新所创建的回滚段；每条undo log也会指向更早版本的undo log，从而形成一条更新链。通过这个更新链，不同事务可以找到其对应版本的undo log，组成old version记录，这条链就是记录的history list。

分配rollback segment

MySQL 5.6对于没有显示指定READ ONLY事务，默认为是读写事务。在事务开启时刻分配trx_id和回滚段，并把当前事务加到trx_sys的读写事务数组中。

5.7版本对于所有事务默认为只读事务，遇到第一个写操作时，只读事务切换成读写事务分配trx_id和回滚段，并把当前事务加到trx_sys的读写事务数组中。

分配回滚段的工作在函数trx_assign_rseg_low进行，分配策略是采用round-robin方式。

从5.6开始支持独立的undo表空间，InnoDB支持128个undo回滚段。

• rseg0：

  预留在系统表空间ibdata中

• rseg1~rseg32：

  这32个回滚段存放于临时表的系统表空间中

• rseg33~rseg127：

  根据配置存放到独立undo表空间中（如果没有打开独立Undo表空间，则存放于ibdata中）

trx_assign_rseg_low判断，如果支持独立的undo表空间，在undo表空间有可用回滚段的情况下避免使用系统表空间的回滚段。

分配undo log

Insert数据只对当前事务或者提交之后可见，所以insert的undo log在事务commit后就可以释放了。

Update/Delete的undo记录通常用来维护old version记录，为查询提供服务；只有当trx_sys中没有任何view需要访问那个old version的数据时才可以被释放。

InnoDB对insert和update/delete分配不同的undo slot

• ‍‍insert的undo slot记在trx->rsegs.m_redo.insert_undo，调用trx_undo_assign_undo分配

• update的undo slot记在trx->rsegs.m_redo.undate_undo，调用trx_undo_assign_undo分配‍‍

3  案例分析

InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫做 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。

对于数据库的每行记录，MySQL都会有三个隐藏字段：db_trx_id (事务 id)、db_roll_pt (回滚指针)、delete_flag(删除标记)。

对于 DML 操作来说：

• INSERT：创建一条数据，db_trx_id 的值为当前事务 id, db_roll_pt 为 null 。

• UPDATE：复制一行数据，将当前复制后这一行的 db_trx_id 置为当前事务的 id，db_roll_pt 是一个指针，指向复制前的那一条的。

• DELETE：复制一行数据，将当前复制后这一行的 db_trx_id 置为当前事务的 id，db_roll_pt 是一个指针，指向复制前的那一条的并把 delete_flag 置为 true 。

    01 创建测试所需的数据表  

创建数据表t，用于做案例分析。

CREATE TABLE `t` ( `id` int(11) NOT NULL, `k` varchar(32) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`)) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1, 1);

插入数据后，数据的初始状态如下图所示。

    02 开始实验  

设置隔离级别为MySQL默认的隔离级别——Repeatable Read。

分别开启4个事务用于实验。

上图中第 8，10，12，13 行，

查询的结果分别是什么呢？

结果应该分别是：2，1，3，1 ~

    03 逐步分析  

下面我们来逐步回放，MySQL 底层是如何实现这整个过程的。

• 第 1 行：表示每个事务的 ID 号，其中 read view 取的是所有当前活跃的事务 ID 数组，活跃指的是，已开启并生成事务 ID 但未提交的事务。max id 取的是，目前为止，最大的事务 ID，不论是否已提交。我们还称 read view 数组中，最小的值为 min id。

• 第 2 - 4 行：表示分别开启事务，并创建此事务的 read view 及 max id，要注意的是，这里我并没有使用 begin/start transaction 来开启事务，是因为它们并不会马上创建 read view 及 max id，而是在执行第一条 select 语句后，来进行创建的。

• 第 5 行为修改 k 的值，自增 1，按照上面所说的规则，修改后数据的状态如下：

• 第 6 行，提交 ID 为 102 的事务。

• 第 7 行执行了一个简单查询，未手动开启事务，但也会自动开启并生成 read view 及 max id，分别为 read-view: [100, 101] ，max-id: 103

  此时会根据查询规则，进行查找，规则如下：

  1. 如果数据的 db_trx_id < min id ，则说明数据在开启当前事务前已提交的，内容可见。

  2. 如果数据的 db_trx_id > max id ，则说明数据在此事务启动后生成的，内容不可见。

  3. 如果数据的 min id <= db_trx_id <= max id ，则还分为两种情况：

      3.1 若 db_trx_id 在 read view 的数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见，但如果是自己的事务，则可见。

      3.2. 若不在数据中，则表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

  示意图如下

  
  

  

  当前的事务的一致性视图为 read view: [100, 101] ，max id: 103，那么根据这个规则，在上面的数据链中查询数据，从最新的蓝色，开始找，找到第一个数据的 db_trx_id 为 102，符合规则 3.2 属于可见范围，查询结果为 2。

  
  

• 第 8 行，当前的事务的一致性视图为 read view: [100, 101] ，max id: 101。同样根据规则，第一个数据的 db_trx_id 为 102，符合规则 2，不可见，那么根据指针 db_roll_pt 继续查找，找到 db_trx_id 为 10 的数据，符合规则 1，数据可见，查询结果为 1。

• 第 9 行，修改 k 的值，自增 1，按照上面所说的规则，修改后：
  

• 第 10 行，当前的事务的一致性视图为 read view: [100] ，max id: 100 同样根据规则，第一个数据的 db_trx_id 为 100，符合规则 3.1，在 read view 数组中，但是此 id 为当前事务 id，所以可是可见的，查询结果为 3。

  
  

• 第 11 行，当前的事务的一致性视图为 read view: [100, 101] ，max id: 101 同样根据规则，第一个数据的 db_trx_id 为 100，符合规则 3.1，在 read view 中，但是此 id 不为当前事务 id，所以内容不可见的，那么根据指针 db_roll_pt 继续查找，找到 db_trx_id 为 102 的数据，符合规则 2，不可见，继续根据指针 db_roll_pt 查找，找到 db_trx_id 为 10 的数据，符合规则 1，数据可见，查询结果为 1。

• 第 12 - 13 行，为提交事务语句。

    04 Read Committed 读已提交模式  

处于 Read Committed 读已提交 也可套用上面的规则，不过一致性视图：read view 和 max id 的创建时机，是每一条 select 语句时重新生成。你根据上面的内容，可以自己动手试验下读已提交。

4  总结

一般我们认为MVCC有下面几个特点：

• 每行数据都存在一个版本，每次数据更新时都更新该版本

• 修改时Copy出当前版本, 然后随意修改，各个事务之间无干扰

• 保存时比较版本号，如果成功(commit)，则覆盖原记录, 失败则放弃copy(rollback)

• 就是每行都有版本号，保存时根据版本号决定是否成功，听起来含有乐观锁的味道, 因为这看起来正是，在提交的时候才能知道到底能否提交成功

InnoDB实现MVCC的方式是:

• 事务以排他锁的形式修改原始数据

• 把修改前的数据存放于undo log，通过回滚指针与主数据关联

• 修改成功（commit）啥都不做，失败则恢复undo log中的数据（rollback）

二者最本质的区别是: 当修改数据时是否要排他锁定，如果锁定了还算不算是MVCC？

• Innodb的实现真算不上MVCC, 因为并没有实现核心的多版本共存, undo log 中的内容只是串行化的结果, 记录了多个事务的过程, 不属于多版本共存。但理想的MVCC是难以实现的, 当事务仅修改一行记录使用理想的MVCC模式是没有问题的, 可以通过比较版本号进行回滚, 但当事务影响到多行数据时, 理想的MVCC就无能为力了。

• 比如, 如果事务A执行理想的MVCC, 修改Row1成功, 而修改Row2失败, 此时需要回滚Row1, 但因为Row1没有被锁定, 其数据可能又被事务B所修改, 如果此时回滚Row1的内容，则会破坏事务B的修改结果，导致事务B违反ACID。这也正是所谓“第一类更新丢失”的情况。

• 也正是因为InnoDB使用的MVCC中结合了排他锁, 不是纯的MVCC, 所以第一类更新丢失”是不会出现了, 一般说更新丢失都是指第二类丢失更新。

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