MySQL专题 - 多版本并发控制 MVCC & read committed 隔离级别

Posted 2021-05-01 T客来了

上节回顾

上篇记录了我对mysql事务隔离级别read uncommitted的理解。这篇记录我对MySQL事务隔离级别read committed＆MVCC的理解。

前言

可以很负责任的跟大家说，MySQL中的此隔离级别不单单是通过加锁实现的，实际上还有可重复的读隔离级别，其实这两个隔离级别效果的实现还需要一个辅助，这个辅助就是MVCC - 多版本并发控制，但其实它又不是严格意义上的多版本并发控制，是不是很懵，没关系，我们一一剖析。

目录

• 单纯加锁是怎么实现read committed的？

• 真实的演示情况是什么样子的？

• MVCC实现原理？

• 对于InnoDB MVCC实现原理的反思

• 参考

1.单纯加锁是怎么实现read committed的？

从此隔离级别效果入手：事务只能读其他事务已提交的记录。数据库事务隔离级别的实现，InnoDB支持行级锁，写时加的是行级排他锁（X锁），那么当其他事务访问另一个事务正在更新（除选择操作外其他操作本质上都是写操作）的同一条记录时，事务的读操作会被阻塞。所以只能等到记录（其实是索引上的锁）上的排他锁释放后才能进行访问，也就是事务提交的时候。这样确实能实现read commited隔离级别效果。数据库这样做确实可以实现事务只能读其他事务已提交的记录的效果，但是这是很低效的一种做法，为什么呢？因为对于大部分应用来说，读操作是多于写操作的，当写操作加锁时，那么读操作全部被阻塞，这样会导致应用的相应能力受数据库的牵制。

2.真实的演示情况是什么样子的？

看如下操作：

2.1开启两个客户端实例，设置事务隔离级别为read committed，并各自开启事务。

settransaction isolation level read committed;setautocommit=0;begin；

2.2客户端1做更新操作：

 
   
   
 

  
    
    
  
update test set name = '测试' where id =32;
 
   
   
 

结果如下图所示：

2.3客户端2做查询操作：

 
   
   
 

  
    
    
  
select name from test where id = 32;
 
   
   
 

结果如下所示：

这时估计你有疑问了，正在被客户端1 upate的记录，客户端2还能无阻塞的读到，而且读到的是未更改之前的数据。那就是InnoDB的辅助打得好，因为内部使用了MVCC机制，实现了一致性非阻塞读，大大提高了并发读写效率，写不影响读，且读到的事记录的镜像版本。

下面开始介绍MVCC原理。

3.MVCC实现原理

网上对MVCC实现原理的讲述五花八门，良莠不齐。包括“高性能MySQL”对MVCC的讲解只是停留在表象，并没有结合源码去分析。当然绝大多数人还是相信这本书的，从来没有进行深剖，思考。如下是“高性能MySQL”对MVCC实现原理的描述：

 
   
   
 

  
    
    
  
"InnoDB的 MVCC ，是通过在每行记录的后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，
  
    
    
  
一个保存了行的创建时间，一个保存了行的过期时间，
  
    
    
  
当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号。"
 
   
   
 

就是这本书，蒙蔽了真理，害人不浅。

我们还是看源码吧：

3.1记录的隐藏列

其实有三列

 
   
   
 

  
    
    
  
在Mysql中MVCC是在Innodb存储引擎中得到支持的，Innodb为每行记录都实现了三个隐藏字段：
  
    
    
  

  
    
    
  
6字节的事务ID（DB_TRX_ID）
  
    
    
  

  
    
    
  
7字节的回滚指针（DB_ROLL_PTR）
  
    
    
  

  
    
    
  
隐藏的ID
  
    
    
  

  
    
    
  
6字节的事物ID用来标识该行所述的事务，7字节的回滚指针需要了解下Innodb的事务模型。
 
   
   
 

3.2 MVCC实现的依赖项

MVCC在mysql中的实现依赖的是undo log与read view。

 
   
   
 

  
    
    
  
1.undo log: undo log中记录的是数据表记录行的多个版本，也就是事务执行过程中的回滚段,其实就是MVCC 中的一行原始数据的多个版本镜像数据。
  
    
    
  
2.read view: 主要用来判断当前版本数据的可见性。
 
   
   
 

3.3撤消日志

undo log是为回滚而用，具体内容就是复制事务前的数据库内容（行）到undo buffer，在适合的时间把undo buffer中的内容刷新到磁盘.undo buffer与redo buffer一样，也是环形缓冲，但当缓冲满的时候，undo buffer中的内容会也会被刷新到磁盘;与redo log不同的是，磁盘上不存在单独的undo log文件，所有的undo log均存放在主ibd数据文件中（表空间），即使客户端设置了每表一个数据文件也是如此。

我们通过行的更新过程来看下撤回日志是如何形成的？

#### 3.3.1行的更新过程下面演示下事务对某行记录的更新过程：1。初始数据行 F1~F6是某行列的名字，1~6是其对应的数据。后面三个隐含字段分别对应该行的事务号和回滚指针，假如这条数据是刚INSERT的，可以认为ID为1，其他两个字段为空。

2.事务1更改行的各字段的值 当事务1更改行的值时，会进行如下操作：用排锁锁定该行记录redo log把该行修改前的值复制到撤消日志，即上图中下面的行修改当前行的值，填写事务编号，使回滚指针指向撤消日志中的修改前的行

3.事务2修改该行的值 与事务1相同，此时undo log，中有有两行记录，并且通过回滚指针连在一起。

4.read view判断当前版本数据项是否可见

在innodb中，创建一个新事务的时候，innodb会将当前系统中的活跃事务列表（trx sys- > trx list）创建一个副本（阅读视图），副本中保存的是系统当前不应该被本事务看到的其他事务id列表。当用户在这个事务中要读取该行记录的时候，innodb会将该行当前的版本号与该阅读进行比较。

具体的算法如下：

1. 设该行的当前事务id为trx id 0，read view中最早的事务id为trx id 1，最迟的事务id为trx id 2。

2. 如果trx id 0 <trx id 1的话，那么表明该行记录所在的事务已经在本次新事务创建之前就提交了，所以该行记录的当前值是可见的。跳到步骤6。

3. 如果trx id 0> trx id 2的话，那么表明该行记录所在的事务在本次新事务创建之后才开启，所以该行记录的当前值不可见。跳到步骤5。

4. 如果trx id 1 <= trx id 0 <= trx id 2，那么表明该行记录所在事务在本次新事务创建的时候处于活动状态，从trx id 1到trx id 2进行遍历，如果trx id 0等于他们之中的某个事务ID的话，那么不可见跳到。步骤5。

5. 从该行记录的DB ROLL PTR指针所指向的回滚段中取出最新的撤销日志的版本号，将它赋值该trx id0，然后跳到步骤2。

6. 将该可见行的值返回。

需要注意的是，新建事务（当前事务）与正在内存中提交的事务不在活跃事务链表中。

对应代码如下：

函数：读取视图看到trx id。读取视图中保存了当前全局的事务的范围：【下限id，上限id】1.当行记录的事务ID小于当前系统的最小活动id，就是可见的.if 　　（ trx id <view-> up limit id）{return（TRUE）; }2.当行记录的事务ID大于当前系统的最大活动ID，就是不可见的。 　　如果（TRX ID> =查看- >低限ID）{回报（FALSE）; }3。当行记录的事务ID在活动范围之中时，判断是否在活动链表中，如果在就不可见，如果不在就是可见的。 　　对于（I = 0; I <Ñ IDS;我++）{TRX ID t view trx id = read view get nth trx id（view，nids - i - 1）; if（trx id <= view trx id）{return（trx id！= view trx id）; }}

5事务隔离级别的影响

但是：对于两张不同的事务隔离级别tx isolation ='READ-COMMITTED'：语句级别的一致性：只要当前语句执行前已经提交的数据都是可见的.tx isolation ='REPEATABLE-READ'; 语句级别的一致性：只要是当前事务执行前已经提交的数据都是可见的。针对这两张事务的隔离级别，使用相同的可见性判断逻辑是如何做到不同的可见性的呢？

6.不同隔离级别下阅读视图的生成原则

这里就要看看读取的生成机制：1。read - commited ： 　　函数：ha innobase :: external lock if（trx-> isolation level <= TRX ISO READ COMMITTED && trx-> global read view）{/ * At低事务隔离级别我们让每个一致的读取集自己的快照* /读取视图关闭为mysql（trx）; 即：在每次语句执行的过程中，都关闭阅读视图，重新在连续搜索了MySQL的函数中创建当前的一份阅读。鉴于这样就可以根据当前的全局事务链表创建阅读视图的事务区间，实现阅读已提交隔离级别.2。可重复读取： 　　在可重复读取的隔离级别下，创建事务trx结构的时候，就生成了当前的全局读取视图。使用trxassign readview函数创建，一直维持到事务结束，这样就实现了可重复的读隔离级别。

正是因为6中的阅读视图生成原则，导致在不同隔离级别（）下，读承诺总是读最新一份快照数据，而可重复读读事务开始时的行数据版本。

4.InnoDB MVCC实现原理的深刻反思

上述更新前建立undo log，根据各种策略读取时非阻塞就是MVCC，undo log中的行就是MVCC中的多版本，这个可能与我们所理解的MVCC有较大的出入。

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复制出当前版本随意修改，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...，而

Innodb的的实现方式是：

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据无能为力了。

比如，如果Transaciton1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，其他数据可能又被Transaction2所修改，如果此时回滚Row1的内容，则会破坏Transaction2的修改结果，导致Transaction2违反ACID。

理想MVCC难以实现的根本原因在于企图通过乐观锁代替二段提交。修改两行数据，但为了保证其一致性，与修改两个分布式系统中的数据并无区别，而二提交是目前这种场景保证一致性的唯一手段。二段提交的本质是锁定，乐观锁的本质是消除锁定，二者矛盾，故理想的MVCC难以真正在实际中被应用，Innodb只是借了MVCC这个名字，提供了读的非阻塞而已。

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参考

部分内容参考自网易何等成何登成 MySQL MVCC。