MySQL锁--05---MVCC-多版本并发控制

Posted 2022-01-10 高高for 循环

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文章目录

• MVCC
• • 概念:
  • • • MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即==多版本并发控制==
  • 快照读 和 当前读
  • • 1. 快照读：－mvcc
    • • 快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的==历史版本==
      • 普通的 select… 查询都是快照读
      • mvcc --- 基于版本的控制协议
    • 2. 当前读: －next-key lock
    • • ==读取的数据的最新版本==，并且在读的时候不允许其它事物修改当前记录
      • 临键锁(Next-Key Locks)，也就是结合gap锁与行锁，
    • 实现：
  • 当前读、快照读、MVCC关系
  • • • MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突.
  • MVCC解决的问题
• MVCC实现原理
• • 1. 隐藏字段
  • • ==DB_TRX_ID (事务id)==
    • ==DB_ROLL_PTR (回滚指针)==
    • DB_ROW_JD(隐藏的主键)
  • 2. **undo log**
  • • • ==undolog被称之为回滚日志==，表示在进行insert，delete，update操作的时候产生的方便回滚的日志
    • 另:eleted_id (清除标志)
    • **下面我们来看一下undolog生成的记录链**
    • • 不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的==undolog生成一条记录版本线性表==，即链表
      • ==undolog的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录==。
  • 3.**Read View**
  • • • Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图
    • 首先要知道Read View中的三个全局属性：
    • 比较规则
• MVCC的整体处理流程
• RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同
• • • • 因为Read View生成时机的不同，从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同
  • RR级别-- 可重复读(Repeated Read)
  • RC级别-- 读提交（Read Committed）
  • 总结：
  • • • 在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取==最新的Read View==,
      • 而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的==第一个快照读==才会创建Read View，之后的快照读获取的都是==同一个Read View.==

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MVCC

概念:

MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制

• MVCC是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。
• MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读。

快照读 和 当前读

InnoDB的默认隔离级别RR(可重复读)，在RR下读数据有两种方式：

1. 快照读：－mvcc

快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的历史版本

普通的 select… 查询都是快照读

mvcc — 基于版本的控制协议

• 在MVCC下，事物开启执行第一个SELECT语句后会获取一个数据快照，直到事物结束读取到的数据都是一致的

2. 当前读: －next-key lock

读取的数据的最新版本，并且在读的时候不允许其它事物修改当前记录

临键锁(Next-Key Locks)，也就是结合gap锁与行锁，

实现：

1. 快照读(snapshot read)
   简单的select操作(不包括 select … lock in share mode, select … for update)

2. 当前读(current read)
   select … lock in share mode、select … for update
   insert、update、delete

当前读、快照读、MVCC关系

MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突.

快照读是mysql为实现MVCC的一个非阻塞读功能。

MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个组件来实现的。

• 三个隐式字段
• undo日志
• read view

MVCC解决的问题

MVCC实现原理

MVCC的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段，undolog，read view来实现的。

1. 隐藏字段

每行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的字段

DB_TRX_ID (事务id)

• 6字节，最近修改事务id，记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id

DB_ROLL_PTR (回滚指针)

• 7字节，回滚指针，指向这条记录的上一个版本,用于配合undolog，指向上一个旧版本

DB_ROW_JD(隐藏的主键)

• 6字节，隐藏的主键，如果数据表没有主键，那么innodb会自动生成一个6字节的row_id

• 在上图中，DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键，DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务ID，DB_ROLL_PTR是一个回滚指针，用于配合undo日志，指向上一个旧版本

2. undo log

undolog被称之为回滚日志，表示在进行insert，delete，update操作的时候产生的方便回滚的日志

• 当进行insert操作的时候，产生的undolog只在事务回滚的时候需要，并且在事务提交之后可以被立刻丢弃
• 当进行update和delete操作的时候，产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要，在快照读的时候也需要，所以不能随便删除，只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除

另:eleted_id (清除标志)

• 当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit，并不是真正的将过时的记录删除，因为为了节省磁盘空间，innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录，如果某个记录的deleted_id为true，并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见，那么这条记录一定时可以被清除的

下面我们来看一下undolog生成的记录链

从上述的一系列图中，大家可以发现，

不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的undolog生成一条记录版本线性表，即链表

undolog的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录。

3.Read View

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在该事务执行快照读的那一刻，会生成一个数据系统当前的快照，记录并维护系统当前活跃事务的id，事务的id值是递增的。

• 其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据
• Read View遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID（当前事务id）取出来，与系统当前其他活跃事务的id去对比，如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较，即遍历链表中的DB_TRX_ID，直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。

首先要知道Read View中的三个全局属性：

• trx_list:一个数值列表，用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID（1,2,3）
• ​ up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID（1）
• ​ low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，（4）

比较规则

1. ​首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于，则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录，如果大于等于进入下一个判断

2. 接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，则进入下一步判断

3. 判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的。

MVCC的整体处理流程

从上述表格中，我们可以看到，当事务2对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View视图，可以看到事务1和事务3还在活跃状态，事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新，所以，在Read View中记录了系统当前活跃事务1，3，维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1，而low_limit_id为5，如下图所示：

在上述的例子中，只有事务4修改过该行记录，并在事务2进行快照读前，就提交了事务，所以该行当前数据的

当事务2在快照读该行记录的是，会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活跃事务列表进行比较，判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。

​ 具体流程如下：先拿该行记录的事务ID（4）去跟Read View中的up_limit_id相比较，判断是否小于，通过对比发现不小于，所以不符合条件，继续判断4是否大于等于low_limit_id,通过比较发现也不大于，所以不符合条件，判断事务4是否处理trx_list列表中，发现不再次列表中，那么符合可见性条件，所以事务4修改后提交的最新结果对事务2 的快照是可见的，因此，事务2读取到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度的最新版本。如下图所示：

RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同

因为Read View生成时机的不同，从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同

1. 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来，此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View,所以对之后的修改不可见

2. 在RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的，而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见

3. 在RC级别下，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View,这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因。
   

RR级别-- 可重复读(Repeated Read)

RC级别-- 读提交（Read Committed）

总结：

在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View,

而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View，之后的快照读获取的都是同一个Read View.