mysq在Repeatable Read 和Read Commit下避免快照读：MVCC

落日映苍穹つ 2022-01-12 15:29 236阅读 0赞

一、![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2NsNzIzNDAx_size_16_color_FFFFFF_t_70][]

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2NsNzIzNDAx_size_16_color_FFFFFF_t_70 1][]

1.当前读，读最新的，且不会被其他事务更改

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2NsNzIzNDAx_size_16_color_FFFFFF_t_70 2][]

2.快照读：多版本并发控制，可能都到的是历史版本

快照读：不加锁的非阻塞读，select

RC隔离级别下，快照读和当前读结果一样，都是已提交的最新

RR下，当前读结果是其他事务已经提交的最新结果，快照读是当前事务之前读到的结果。RR下创建快照读的时机决定了读到的版本。

3.MVCC的简要原理:

每行记录都含有两个隐藏列，分别是记录的创建时间与删除时间

每次开启事务都会产生一个全局自增ID

在RR隔离级别下

INSERT ->  记录的创建时间 = 当前事务ID，删除时间 = NULL

DELETE -> 记录的创建时间不动，删除时间 = 当前事务ID

UPDATE -> 将记录复制一次,通过Delete ,Insert修改

老记录的创建时间不动，删除时间 = 当前事务ID

新记录的创建时间 = 当前事务ID，删除时间 = NULL

SELECT -> 返回的记录需要满足两个条件：

创建时间 <= 当前事务ID (记录是在当前事务之前或者由当前事务创建的）

删除时间 == NULL || 删除时间 > 当前事务ID （记录是在当前事务之后被删除的）

二、![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2NsNzIzNDAx_size_16_color_FFFFFF_t_70 3][]

1.Innodb引擎会为每个事务每一行添加3个隐藏字段实现的：DATA\_TRX\_ID、DATA\_ROLL\_PTR，DB\_ROW\_ID(可能没有)

DB\_Trx\_id:最近修改本数据的事务ID

db\_roll\_ptr:回滚指针

db\_row\_id：隐含的自增ID，如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB\_ROW\_ID产生一个聚簇索引

另外，每条记录的[头信息（record header）里都有一个专门的bit（**deleted\_flag**）][record header_bit_deleted_flag]来表示当前记录是否已经被删除

2.undo日志：

UPDATE非主键语句的效果是

老记录被复制到rollback segment中形成undo log，DB\_TRX\_ID和DB\_ROLL\_PTR不动

新记录的DB\_TRX\_ID = 当前事务ID，DB\_ROLL\_PTR指向老记录形成的undo log

这样就能通过DB\_ROLL\_PTR找到这条记录的历史版本。如果对同一行记录执行连续的update操作，新记录与undo log会组成一个链表，遍历这个链表可以看到这条记录的变迁）

eg:事务1里，修改第一行数据（DB\_ROW\_ID=1）,修改field2=32,写日志

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2NsNzIzNDAx_size_16_color_FFFFFF_t_70 4][]

事务2在事务1之后，修改第一行数据（DB\_ROW\_ID=1）修改Field3=45

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2NsNzIzNDAx_size_16_color_FFFFFF_t_70 5][]

每开启一个事务，该事务对应的DB\_TRX\_ID都会不同（依次递增），通过当前行的DB\_ROLL\_PRT可以读到undo日志，通过undo日志的DB\_TRX\_ID，与当前行的DB\_TRX\_ID大小比较就可以找到当前事务对本行的可见性（具体读到哪个版本的值，能否删除更新等）

3.read view

read\_view中维护了系统中活跃事务集合的快照，这些活跃事务ID的**最小值为up\_limit\_id，最大值为low\_limit\_id**（不要搞反了！！！）  
RR读：每个事务在开始都会根据当前系统的活跃事务链表创建一个read\_view，read\_view是用来检索行的可见性的。   
RC读：事务中，每个语句都会创建read\_view。  
假设当前的活跃事务链表如下所示：current-trx —> trx7 —> trx5 —> trx3 —> trx1;  
read view的变量

read\_view->creator\_trx\_id = current-trx;                       当前的事务id  
read\_view->up\_limit\_id = trx1;                                      当前活跃事务的最小id  
read\_view->low\_limit\_id = trx7;                                     当前活跃事务的最大id  
read\_view->trx\_ids = \[trx1, trx3, trx5, trx7\];                   当前活跃的事务的id列表  
read\_view->m\_trx\_ids = 4;                                            当前活跃的事务id列表长度

以上是read view中变量组成，下面来分析一下快照的形成过程  
low\_limit\_id，即当时活跃事务的最大id，如果读到row的data\_trx\_id>=low\_limit\_id，说明这些数据在当前事务开始时都还没有提交，这些数据都不可见。

up\_limit\_id，即当时活跃事务列表的最小事务id，如果row的data\_trx\_id<up\_limit\_id,说明这些数据在当前事务开始时都已经提交，这些数据均可见。

data\_trx\_id在up\_limit\_id和low\_limit\_id之间的row，如果这个data\_trx\_id在trx\_ids的集合中，就说明开启当前的事务的时候，这个data\_trx\_id还处于活跃状态，即还未提交，那么这个row是不可见的；如果这个data\_trx\_id不在trx\_ids的集合中，就说明开启当前的事务的时候，这个data\_trx\_id已经提交，那么这个row是可见的。

形式化的说就是：

SELECT操作返回结果的可见性是由以下规则决定的：

**DB\_TRX\_ID < up\_limit\_id**  -> 此记录的最后一次修改在read\_view创建之前，可见

**DB\_TRX\_ID > low\_limit\_id**   -> 此记录的最后一次修改在read\_view创建之后，不可见  ->  需要用DB\_ROLL\_PTR查找undo log(此记录的上一次修改)，然后根据undo log的DB\_TRX\_ID再计算一次可见性

**up\_limit\_id <= DB\_TRX\_ID <= low\_limit\_id** -> 需要进一步检查read\_view中是否含有DB\_TRX\_ID

**DB\_TRX\_ID ∉ read\_view**  -> 此记录的最后一次修改在read\_view创建之前，可见

**DB\_TRX\_ID ∈ read\_view** -> 此记录的最后一次修改在read\_view创建时尚未保存，不可见  ->  需要用DB\_ROLL\_PTR查找undo log(此记录的上一次修改)，然后根据undo log的DB\_TRX\_ID再从头计算一次可见性

经过上述规则的决议，我们得到了这条记录相对read\_view来说，可见的结果。

此时，如果这条记录的delete\_flag为true，说明这条记录已被删除，不返回。

如果delete\_flag为false，说明此记录可以安全返回给客户端

也就是以上我们开启一个事务的时候，Innodb为每个行数据增加了三个隐藏字段，当事务里快照读的时候，使用DB\_TRX\_ID与生成的Read View（利用了undo日志）检测当前所读行的可见行，可以则返回可见的数据（可能是历史版本），不可以则不返回。

三、RR和RC隔离级别下的快照读

###  用MVCC这一种手段可以同时实现RR与RC隔离级别 ###

它们的不同之处在于：

**RR**：read view是在**first touch read**时创建的，也就是执行事务中的第一条SELECT语句的瞬间，后续所有的SELECT都是复用这个read view，所以能保证每次读取的一致性（可重复读的语义）

**RC**：每次读取，都会创建一个新的read view。这样就能读取到其他事务已经COMMIT的内容。

所以对于InnoDB来说，RR虽然比RC隔离级别高，但是开销反而相对少。

补充：RU的实现就简单多了，不使用read view，也不需要管什么DB\_TRX\_ID和DB\_ROLL\_PTR，直接读取最新的record即可。

参考：

[https://www.cnblogs.com/stevenczp/p/8018986.html][https_www.cnblogs.com_stevenczp_p_8018986.html]

[https://blog.csdn.net/mahl1990/article/details/79298470][https_blog.csdn.net_mahl1990_article_details_79298470]

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[record header_bit_deleted_flag]: https://blog.jcole.us/2013/01/10/the-physical-structure-of-records-in-innodb
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[https_www.cnblogs.com_stevenczp_p_8018986.html]: https://www.cnblogs.com/stevenczp/p/8018986.html
[https_blog.csdn.net_mahl1990_article_details_79298470]: https://blog.csdn.net/mahl1990/article/details/79298470