MVCC 是一种并发控制机制,用于在多个并发事务同时读写数据库时保持数据的一致性和隔离性。它是通过在每个数据行上维护多个版本的数据来实现的。当一个事务要对数据库中的数据进行修改时,MVCC 会为该事务创建一个数据快照,而不是直接修改实际的数据行。
1、读操作(SELECT):
当一个事务执行读操作时,它会使用快照读取。快照读取是基于事务开始时数据库中的状态创建的,因此事务不会读取其他事务尚未提交的修改。具体工作情况如下:
-
对于读取操作,事务会查找符合条件的数据行,并选择符合其事务开始时间的数据版本进行读取。
-
如果某个数据行有多个版本,事务会选择不晚于其开始时间的最新版本,确保事务只读取在它开始之前已经存在的数据。
-
事务读取的是快照数据,因此其他并发事务对数据行的修改不会影响当前事务的读取操作。
2、写操作(INSERT、UPDATE、DELETE):
当一个事务执行写操作时,它会生成一个新的数据版本,并将修改后的数据写入数据库。具体工作情况如下:
-
对于写操作,事务会为要修改的数据行创建一个新的版本,并将修改后的数据写入新版本。
-
新版本的数据会带有当前事务的版本号,以便其他事务能够正确读取相应版本的数据。
-
原始版本的数据仍然存在,供其他事务使用快照读取,这保证了其他事务不受当前事务的写操作影响。
3、事务提交和回滚:
-
当一个事务提交时,它所做的修改将成为数据库的最新版本,并且对其他事务可见。
-
当一个事务回滚时,它所做的修改将被撤销,对其他事务不可见。
4、版本的回收:
为了防止数据库中的版本无限增长,MVCC 会定期进行版本的回收。回收机制会删除已经不再需要的旧版本数据,从而释放空间。
MVCC 通过创建数据的多个版本和使用快照读取来实现并发控制。读操作使用旧版本数据的快照,写操作创建新版本,并确保原始版本仍然可用。这样,不同的事务可以在一定程度上并发执行,而不会相互干扰,从而提高了数据库的并发性能和数据一致性。
一致性非锁定读和锁定读
一致性非锁定读
对于 的实现,通常做法是加一个版本号或者时间戳字段,在更新数据的同时版本号 + 1 或者更新时间戳。查询时,将当前可见的版本号与对应记录的版本号进行比对,如果记录的版本小于可见版本,则表示该记录可见
在 InnoDB
存储引擎中, 就是对非锁定读的实现。如果读取的行正在执行 DELETE
或 UPDATE
操作,这时读取操作不会去等待行上锁的释放。相反地,InnoDB
存储引擎会去读取行的一个快照数据,对于这种读取历史数据的方式,我们叫它快照读 (snapshot read)
在 Repeatable Read
和 Read Committed
两个隔离级别下,如果是执行普通的 select
语句(不包括 select ... lock in share mode
,select ... for update
)则会使用 一致性非锁定读(MVCC)
。并且在 Repeatable Read
下 MVCC
实现了可重复读和防止部分幻读
锁定读
如果执行的是下列语句,就是
-
select ... lock in share mode
-
select ... for update
-
insert
、update
、delete
操作
在锁定读下,读取的是数据的最新版本,这种读也被称为 当前读(current read)
。锁定读会对读取到的记录加锁:
-
select ... lock in share mode
:对记录加S
锁,其它事务也可以加S
锁,如果加x
锁则会被阻塞 -
select ... for update
、insert
、update
、delete
:对记录加X
锁,且其它事务不能加任何锁
在一致性非锁定读下,即使读取的记录已被其它事务加上 X
锁,这时记录也是可以被读取的,即读取的快照数据。上面说了,在 Repeatable Read
下 MVCC
防止了部分幻读,这边的 “部分” 是指在 一致性非锁定读
情况下,只能读取到第一次查询之前所插入的数据(根据 Read View 判断数据可见性,Read View 在第一次查询时生成)。但是!如果是 当前读
,每次读取的都是最新数据,这时如果两次查询中间有其它事务插入数据,就会产生幻读。所以, InnoDB
在实现Repeatable Read
时,如果执行的是当前读,则会对读取的记录使用 Next-key Lock
,来防止其它事务在间隙间插入数据
InnoDB 对 MVCC 的实现
MVCC
的实现依赖于:隐藏字段、Read View、undo log。在内部实现中,InnoDB
通过数据行的 DB_TRX_ID
和 Read View
来判断数据的可见性,如不可见,则通过数据行的 DB_ROLL_PTR
找到 undo log
中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的,在同一个事务中,用户只能看到该事务创建 Read View
之前已经提交的修改和该事务本身做的修改
隐藏字段
在内部,InnoDB
存储引擎为每行数据添加了三个 :
-
DB_TRX_ID(6字节)
:表示最后一次插入或更新该行的事务 id。此外,delete
操作在内部被视为更新,只不过会在记录头Record header
中的deleted_flag
字段将其标记为已删除 -
DB_ROLL_PTR(7字节)
回滚指针,指向该行的undo log
。如果该行未被更新,则为空 -
DB_ROW_ID(6字节)
:如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时,InnoDB
会使用该 id 来生成聚簇索引
ReadView
class ReadView {
/* ... */
private:
trx_id_t m_low_limit_id; /* 大于等于这个 ID 的事务均不可见 */
trx_id_t m_up_limit_id; /* 小于这个 ID 的事务均可见 */
trx_id_t m_creator_trx_id; /* 创建该 Read View 的事务ID */
trx_id_t m_low_limit_no; /* 事务 Number, 小于该 Number 的 Undo Logs 均可以被 Purge */
ids_t m_ids; /* 创建 Read View 时的活跃事务列表 */
m_closed; /* 标记 Read View 是否 close */
}
主要是用来做可见性判断,里面保存了 “当前对本事务不可见的其他活跃事务”
主要有以下字段:
-
m_low_limit_id
:目前出现过的最大的事务 ID+1,即下一个将被分配的事务 ID。大于等于这个 ID 的数据版本均不可见 -
m_up_limit_id
:活跃事务列表m_ids
中最小的事务 ID,如果m_ids
为空,则m_up_limit_id
为m_low_limit_id
。小于这个 ID 的数据版本均可见 -
m_ids
:Read View
创建时其他未提交的活跃事务 ID 列表。创建Read View
时,将当前未提交事务 ID 记录下来,后续即使它们修改了记录行的值,对于当前事务也是不可见的。m_ids
不包括当前事务自己和已提交的事务(正在内存中) -
m_creator_trx_id
:创建该Read View
的事务 ID
事务可见性示意图():
undo-log
undo log
主要有两个作用:
-
当事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子
-
另一个作用是
MVCC
,当读取记录时,若该记录被其他事务占用或当前版本对该事务不可见,则可以通过undo log
读取之前的版本数据,以此实现非锁定读
在 InnoDB
存储引擎中 undo log
分为两种:insert undo log
和 update undo log
:
-
insert undo log
:指在insert
操作中产生的undo log
。因为insert
操作的记录只对事务本身可见,对其他事务不可见,故该undo log
可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge
操作
insert
时的数据初始状态:
-
update undo log
:update
或delete
操作中产生的undo log
。该undo log
可能需要提供MVCC
机制,因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log
链表,等待purge线程
进行最后的删除
数据第一次被修改时:
数据第二次被修改时:
不同事务或者相同事务的对同一记录行的修改,会使该记录行的 undo log
成为一条链表,链首就是最新的记录,链尾就是最早的旧记录。
数据可见性算法
在 InnoDB
存储引擎中,创建一个新事务后,执行每个 select
语句前,都会创建一个快照(Read View),快照中保存了当前数据库系统中正处于活跃(没有 commit)的事务的 ID 号。其实简单的说保存的是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务 ID 列表(即 m_ids)。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候,InnoDB
会将该记录行的 DB_TRX_ID
与 Read View
中的一些变量及当前事务 ID 进行比较,判断是否满足可见性条件
如下():
-
如果记录 DB_TRX_ID < m_up_limit_id,那么表明最新修改该行的事务(DB_TRX_ID)在当前事务创建快照之前就提交了,所以该记录行的值对当前事务是可见的
-
如果 DB_TRX_ID >= m_low_limit_id,那么表明最新修改该行的事务(DB_TRX_ID)在当前事务创建快照之后才修改该行,所以该记录行的值对当前事务不可见。跳到步骤 5
-
m_ids 为空,则表明在当前事务创建快照之前,修改该行的事务就已经提交了,所以该记录行的值对当前事务是可见的
-
如果 m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_low_limit_id,表明最新修改该行的事务(DB_TRX_ID)在当前事务创建快照的时候可能处于“活动状态”或者“已提交状态”;所以就要对活跃事务列表 m_ids 进行查找(源码中是用的二分查找,因为是有序的)
-
如果在活跃事务列表 m_ids 中能找到 DB_TRX_ID,表明:① 在当前事务创建快照前,该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了,但没有提交;或者 ② 在当前事务创建快照后,该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了。这些情况下,这个记录行的值对当前事务都是不可见的。跳到步骤 5
-
在活跃事务列表中找不到,则表明“id 为 trx_id 的事务”在修改“该记录行的值”后,在“当前事务”创建快照前就已经提交了,所以记录行对当前事务可见
-
-
在该记录行的 DB_ROLL_PTR 指针所指向的
undo log
取出快照记录,用快照记录的 DB_TRX_ID 跳到步骤 1 重新开始判断,直到找到满足的快照版本或返回空
RC 和 RR 隔离级别下 MVCC 的差异
在事务隔离级别 RC
和 RR
(InnoDB 存储引擎的默认事务隔离级别)下,InnoDB
存储引擎使用 MVCC
(非锁定一致性读),但它们生成 Read View
的时机却不同
-
在 RC 隔离级别下的
每次select
查询前都生成一个Read View
(m_ids 列表) -
在 RR 隔离级别下只在事务开始后
第一次select
数据前生成一个Read View
(m_ids 列表)
MVCC 解决不可重复读问题
虽然 RC 和 RR 都通过 MVCC
来读取快照数据,但由于 生成 Read View 时机不同,从而在 RR 级别下实现可重复读
举个例子:
在 RC 下 ReadView 生成情况
1. 假设时间线来到 T4 ,那么此时数据行 id = 1 的版本链为:
由于 RC 级别下每次查询都会生成Read View
,并且事务 101、102 并未提交,此时 103
事务生成的 Read View
中活跃的事务 m_ids
为:[101,102] ,m_low_limit_id
为:104,m_up_limit_id
为:101,m_creator_trx_id
为:103
-
此时最新记录的
DB_TRX_ID
为 101,m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id,所以要在m_ids
列表中查找,发现DB_TRX_ID
存在列表中,那么这个记录不可见 -
根据
DB_ROLL_PTR
找到undo log
中的上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID
还是 101,不可见 -
继续找上一条
DB_TRX_ID
为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为name = 菜花
2. 时间线来到 T6 ,数据的版本链为:
因为在 RC 级别下,重新生成 Read View
,这时事务 101 已经提交,102 并未提交,所以此时 Read View
中活跃的事务 m_ids
:[102] ,m_low_limit_id
为:104,m_up_limit_id
为:102,m_creator_trx_id
为:103
-
此时最新记录的
DB_TRX_ID
为 102,m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id,所以要在m_ids
列表中查找,发现DB_TRX_ID
存在列表中,那么这个记录不可见 -
根据
DB_ROLL_PTR
找到undo log
中的上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID
为 101,满足 101 < m_up_limit_id,记录可见,所以在T6
时间点查询到数据为name = 李四
,与时间 T4 查询到的结果不一致,不可重复读!
3. 时间线来到 T9 ,数据的版本链为:
重新生成 Read View
, 这时事务 101 和 102 都已经提交,所以 m_ids 为空,则 m_up_limit_id = m_low_limit_id = 104,最新版本事务 ID 为 102,满足 102 < m_low_limit_id,可见,查询结果为 name = 赵六
总结: 在 RC 隔离级别下,事务在每次查询开始时都会生成并设置新的 Read View,所以导致不可重复读
在 RR 下 ReadView 生成情况
在可重复读级别下,只会在事务开始后第一次读取数据时生成一个 Read View(m_ids 列表)
1. 在 T4 情况下的版本链为:
在当前执行 select
语句时生成一个 Read View
,此时 m_ids
:[101,102] ,m_low_limit_id
为:104,m_up_limit_id
为:101,m_creator_trx_id
为:103
此时和 RC 级别下一样:
-
最新记录的
DB_TRX_ID
为 101,m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id,所以要在m_ids
列表中查找,发现DB_TRX_ID
存在列表中,那么这个记录不可见 -
根据
DB_ROLL_PTR
找到undo log
中的上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID
还是 101,不可见 -
继续找上一条
DB_TRX_ID
为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为name = 菜花
2. 时间点 T6 情况下:
在 RR 级别下只会生成一次Read View
,所以此时依然沿用 m_ids
:[101,102] ,m_low_limit_id
为:104,m_up_limit_id
为:101,m_creator_trx_id
为:103
-
最新记录的
DB_TRX_ID
为 102,m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id,所以要在m_ids
列表中查找,发现DB_TRX_ID
存在列表中,那么这个记录不可见 -
根据
DB_ROLL_PTR
找到undo log
中的上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID
为 101,不可见 -
继续根据
DB_ROLL_PTR
找到undo log
中的上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID
还是 101,不可见 -
继续找上一条
DB_TRX_ID
为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为name = 菜花
3. 时间点 T9 情况下:
此时情况跟 T6 完全一样,由于已经生成了 Read View
,此时依然沿用 m_ids
:[101,102] ,所以查询结果依然是 name = 菜花
MVCC➕Next-key-Lock 防止幻读
InnoDB
存储引擎在 RR 级别下通过 MVCC
和 Next-key Lock
来解决幻读问题:
1、执行普通 select
,此时会以 MVCC
快照读的方式读取数据
在快照读的情况下,RR 隔离级别只会在事务开启后的第一次查询生成 Read View
,并使用至事务提交。所以在生成 Read View
之后其它事务所做的更新、插入记录版本对当前事务并不可见,实现了可重复读和防止快照读下的 “幻读”
2、执行 select…for update/lock in share mode、insert、update、delete 等当前读
在当前读下,读取的都是最新的数据,如果其它事务有插入新的记录,并且刚好在当前事务查询范围内,就会产生幻读!InnoDB
使用 来防止这种情况。当执行当前读时,会锁定读取到的记录的同时,锁定它们的间隙,防止其它事务在查询范围内插入数据。只要我不让你插入,就不会发生幻读
参考
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《MySQL 技术内幕 InnoDB 存储引擎第 2 版》
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