MySQL--MVCC

Bertha 。 2023-01-09 12:34 121阅读 0赞

# **其他网址** #

> [正确的理解MySQL的MVCC及实现原理-12172612-51CTO博客][MySQL_MVCC_-12172612-51CTO]  
> [数据库MVCC 隔离级别\_数据库\_Jaylon Wang的专栏-CSDN博客][MVCC _Jaylon Wang_-CSDN]

# 简介 #

> 多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control, MVCC），顾名思义，在并发访问的时候，数据存在版本的概念，可以有效地提升数据库并发能力，常见的数据库如MySQL、MS SQL Server、IBM DB2、Hbase、MongoDB等等都在使用。
> 
> 简单讲，如果没有MVCC，当想要读取的数据被其他事务用排它锁锁住时，只能互斥等待；而MVCC可以通过提供历史版本从而能够读取被锁的数据(的历史版本)，避免了互斥等待。

> 在 MySQL中，MVCC是 InnoDB 存储引擎实现隔离级别的一种具体方式。
> 
>  *  未提交读：无需使用 MVCC（总是读取最新的数据行）
>  *  **提交读**和**可重复读：**使用MVCC来实现。
>  *  可串行化：需要对所有读取的行都加锁，单纯使用 MVCC 无法实现。

> MVCC一般有两种实现方式（本文所讲的InnoDB采用的是后者）
> 
>  *  实时保留数据的一个或多个历史版本
>  *  在需要时通过undo日志构造出历史版本

# 快照读与当前读 #

**其他网址**

> [【MySQL】当前读、快照读、MVCC - wwcom123 - 博客园][MySQL_MVCC - wwcom123 -]

## **当前读** ##

**什么时候是当前读？**

> select ... lock in share mode (共享读锁)  
> select ... for update  
> insert，update，delete

**简介**

> 读取的是最新版本, 并且**对读取的记录加锁，阻塞其他事务同时改动相同****记录****，避免出现安全问题**。
> 
> 例如，假设要update一条记录，但是另一个事务已经delete这条数据并且commit了，如果不加锁就会产生冲突。所以update的时候肯定要是当前读，得到最新的信息并且锁定相应的记录。

**实现方式（next-key锁 ( 行记录锁+Gap间隙锁 )）**

> **间隙锁：**只在Read Repeatable、Serializable隔离级别才有，锁定范围空间的数据。假设id有3,4,5，锁定id>3的数据，是指的4，5及**后面的数字都会被锁定，**因为此时若不锁定没有的数据，例如当加入了新的数据id=6，就会出现幻读，间隙锁避免了幻读。
> 
> 1.  没有索引的列
>     
>     1.  当前读操作时，会加全表gap锁，生产环境要注意。
> 2.  主键或唯一索引
>     
>     1.  如果当前读时，where条件全部精确命中(=或者in)，这种场景本身就不会出现幻读，所以只会加行记录锁。
> 3.  非唯一索引列
>     
>     1.  如果where条件部分命中(>、<、like等)或者全未命中，则会加附近Gap间隙锁。
>     2.  例如，某表数据如下，非唯一索引2, 6, 9, 9, 11, 15。如下语句要操作非唯一索引列9的数据，gap锁将会锁定的列是(6,11\]，该区间内无法插入数据。
> 
> ![dcd18cc09433ccca2bed6978414a2b39.png][]

## 快照读 ##

**其他网址**

> [MySQL是如何实现可重复读的? - InfoQ 写作平台][MySQL_ - InfoQ]  
> [事务的可重复读的能力是怎么实现的？ - Java学习指南][- Java]

**什么时候是快照读？**

> 单纯select操作，**不包括**上述 select ... lock in share mode, select ... for update。　　　　
> 
>  *  提交读
>     
>      *  每次select都生成一个快照读。
>  *  可重复读
>     
>      *  开启事务后，第一个select语句会快照读（对整个库拍了个快照）（不是一开启事务就快照读）。
>      *  与可重复读的含义对应：一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。

**实现方式（undolog和多版本并发控制MVCC）**

> 下图右侧绿色的是数据：一行数据记录，主键ID是10，name='Jack'，age=10, 被update更新set为name= 'Tom'，age=23。
> 
> 　　事务会先使用“排他锁”锁定改行，将该行当前的值复制到undo log中，然后再真正地修改当前行的值，最后填写事务的**DB\_TRX\_ID**，使用回滚指针**DB\_ROLL\_PTR**指向undo log中修改前的行**DB\_ROW\_ID**。
> 
> ![5c4d255d4cc3e3dde1ddf8dc28ff7098.png][]
> 
> 　**　DB\_TRX\_ID**: 6字节`DB_TRX_ID`字段，表示最后更新的事务id(update,delete,insert)。此外，删除在内部被视为更新，其中行中的特殊位被设置为将其标记为已软删除。
> 
> 　　**DB\_ROLL\_PTR**: 7字节回滚指针，指向前一个版本的undolog记录，组成undo链表。如果更新了行，则撤消日志记录包含在更新行之前重建行内容所需的信息。  
> 　　**DB\_ROW\_ID**: 6字节的DB\_ROW\_ID字段，包含一个随着新行插入而单调递增的行ID, 当由innodb自动产生聚集索引时，聚集索引会包括这个行ID的值，否则这个行ID不会出现在任何索引中。如果表中没有主键或合适的唯一索引, 也就是无法生成聚簇索引的时候, InnoDB会帮我们自动生成聚集索引, 聚簇索引会使用DB\_ROW\_ID的值来作为主键; 如果表中有主键或者合适的唯一索引, 那么聚簇索引中也就不会包含 DB\_ROW\_ID了 。
> 
> 　　其它：insert undo log只在事务回滚时需要, 事务提交就可以删掉了。update undo log包括update 和 delete , 回滚和快照读 都需要。

## 原理 ##

>  **事务ID**是在mysql开启事务时为其分配的**递增序列号**，由于是递增的，所以可以基于此判断事务先后关系。
> 
> MVCC的多版本指的是针对数据库中的一行数据，都可能通过undolog中的数据算出多条行数据，每行数据版本不同(是为多版本)，针对每次写操作，事务提交前，都会在undolog中记录相应的变动(是为回滚log)，以及对应的事务ID，再结合数据表中的当前行数据，就可以回溯出一个行的的多个版本了。
> 
> Innodb会为每行数据添加两个字段 up\_txid、del\_txid,分别是更新事务ID、删除事务ID，事务新增或者更新一个数据行后，会将该事务ID记录在该行数据的up\_txid中，事务删除行数据后，会将该事务ID记录在del\_txid中。

**在read repeatable隔离级别下**

> 该隔离级别下的事务启动时，除了分配上面说的事务ID外，系统还会查出**当前活跃的事务ID列表**(也就是**开启了但还未提交**的事务)，分配给该事务**存储下来**，有了这些信息，就可以实现**快照读**了，RR隔离级别下，其查询到的行数据需要满足：
> 
> 1.  行数据的up\_txid<=当前事务ID，并且不在活跃事务ID列表中
> 2.  行数据的del\_txid为null，或者>当前事务ID，或者在活跃事务ID列表中
> 
> 简单理解下，只查询在当前事务开启之前就已经提交的数据，并且这行数据未被删除或者在当前事务开启后删除，相当于事务启动时，**拍了个快照**，事务执行期间，就通过这个快照读取数据，其他事务的变动不会再对当前事务产生影响，是为**可重复读**。
> 
> 在读取时，会**从最新的一条数据开始**读起，如果满足条件就以其为准，如果不满足就找到更旧的一行数据继续判断。

**read committed隔离级别下**

> 和RR隔离级别一样的是，RC隔离级别下的查询也是快照读，区别就是RC隔离级别下每次**select时**都会获取下当前活跃事务ID列表，然后从最新一行数据开始，判断是否满足如下条件，不满足则继续判断更旧的一行数据：
> 
> 1.  行数据的up\_txid不在活跃事务ID列表中，表示已经提交
> 2.  行数据的del\_txid为null，或者在活跃事务ID列表中未提交
> 
> 简单理解下，就是每次都读取当前已经提交的并且未被删除的最新数据，相当于**每次查询都会拍个快照**

**当前读**

> 如果查询加了锁，就不在mvcc的控制范畴了，因为此时用的是当前读 。当前读的规则，就是要能读到所有已经提交的记录的最新值。当前读是由锁来保证的。Innodb中有行锁，上面举例的几条语句，都会锁住id=1的这行数据，这样其他事务如果要对id=1这行数据进行当前读，只能等行锁释放，等到啥时候？事务完成的时候会释放掉锁，既然事务都完成了，那其他事务自然能读取到已提交的最新值。

# MVCC #

## 原理简述 ##

**简介**

> 在Mysql中MVCC是在Innodb存储引擎中得到支持的，InnoDb的最基本的行中包含一些额外的存储信息：DATA\_TRX\_ID，DATA\_ROLL\_PTR，DB\_ROW\_ID，DELETE BITInnodb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` ）。  
>     （该行所的事务id，每处理一个事务，其值自动+1。可以基于此判断事务先后关系）
>  *  7字节的回滚指针（DB\_ROLL\_PTR）。  
>     （指向当前记录项的rollback segment的undo log记录，找之前版本的数据就是通过这个指针）
>  *  6字节的隐式主键（DB\_ROW\_ID）。  
>     Innodb自动产生聚集索引时，聚集索引包括这个DB\_ROW\_ID的值，否则聚集索引中不包括这个值，这个用于索引当中。
>  *  删除标识位（DELETE BIT）。  
>     用于标识该记录是否被删除，这里的不是真正的删除数据，而是标志出来的删除。真正意义的删除是在commit的时候

**MVCC并发控制的执行过程**

> 以update为例：begin=> 用排他锁锁定该行=> 记录redo log=> 记录undo log=> 修改当前行的值，写事务编号
> 
>  *  SELECT  
>     Innodb检查每行数据，确保他们符合两个标准：  
>     1、InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是数据行的版本必须小于等于事务的版本)，这确保当前事务读取的行都是事务之前已经存在的，或者是由当前事务创建或修改的行。  
>     2、行的删除操作的版本一定是未定义的或者大于当前事务的版本号，确定了当前事务开始之前，行没有被删除。  
>     符合了以上两点则返回查询结果。
>  *  INSERT  
>     InnoDB为每个新增行记录当前系统版本号作为创建ID。“创建时间”=DB\_ROW\_ID，这时，“删除时间 ”是未定义的；
>  *  DELETE  
>     InnoDB为每个删除行的记录当前系统版本号作为行的删除ID。
>  *  UPDATE  
>     InnoDB复制了一行。这个新行的版本号使用了系统版本号。它也把系统版本号作为了删除行的版本。

**为了支持事务，Innbodb引入了下面几个概念：**

>  *  redo log  
>     redo log就是保存执行的SQL语句到一个指定的Log文件，当Mysql执行recovery时重新执行redo log记录的SQL操作即可。当客户端执行每条SQL（更新语句）时，redo log会被首先写入log buffer；当客户端执行COMMIT命令时，log buffer中的内容会被视情况刷新到磁盘。redo log在磁盘上作为一个独立的文件存在，即Innodb的log文件。
>  *  undo log  
>     与redo log相反，undo log是为回滚而用。具体内容就是copy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。
>  *  rollback segment  
>     回滚段这个概念来自Oracle的事物模型，在Innodb中，undo log被划分为多个段，具体某行的undo log就保存在某个段中，称为回滚段。可以认为undo log和回滚段是同一意思。
>  *  锁（前边已有讲述）
>  *  隔离级别（前边已有讲述）

## 实例 ##

有事务插入persion表插入了一条新记录：name为Jerry, age为24岁。可认为：隐式ID是1，事务ID和回滚指针，我们假设为NULL

> ![20190313213836406.png][]

事务1对该记录的name做出修改，改为Tom

> 当事务1更改该行的值时，会进行如下操作：
> 
>  *  用排他锁锁定该行
>  *  把该行数据拷贝到undo log中，作为旧记录（即在undo log中有当前行的拷贝副本）
>  *  拷贝完毕后，有如下操作：  
>     修改该行name为Tom；  
>     修改隐藏字段的事务ID为当前事务1的ID（我们默认从1开始，之后递增）；  
>     回滚指针指向拷贝到undo log的副本记录（即表示我的上一个版本就是它）。
>  *  事务提交后，释放锁
>     
>     ![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L1NuYWlsTWFubg_size_16_color_FFFFFF_t_70][]

事务2修改person表的同一个记录，将age修改为30岁

> 当事务2更改该行的值时，会进行如下操作：
> 
>  *  用排他锁锁定该行
>  *  把该行数据拷贝到undo log中，作为旧记录。  
>     发现该行记录已经有undo log了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在该行记录的undo log最前面
>  *  拷贝完毕后，有如下操作：  
>     修改该行age为30岁；  
>     修改隐藏字段的事务ID为当前事务2的ID, 那就是2  
>     回滚指针指向刚刚拷贝到undo log的副本记录
>  *  事务提交后，释放锁
> 
> ![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L1NuYWlsTWFubg_size_16_color_FFFFFF_t_70 1][]

> 从上面，我们就可以看出，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undo log成为一条记录版本线性表，即：事务链，undo log的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录。
> 
> 因此，如果undo log一直不删除，则会通过当前记录的回滚指针回溯到该行创建时的初始内容，所幸的时在Innodb中存在purge线程，它会查询那些比现在最老的活动事务还早的undo log，并删除它们，从而保证undo log文件不至于无限增长。

[MySQL_MVCC_-12172612-51CTO]: https://blog.51cto.com/12182612/2486731?source=dra
[MVCC _Jaylon Wang_-CSDN]: https://blog.csdn.net/kingmax54212008/article/details/104104566
[MySQL_MVCC - wwcom123 -]: https://www.cnblogs.com/wwcom123/p/10727194.html
[dcd18cc09433ccca2bed6978414a2b39.png]: /images/20221119/9db575b141db4ac8b6ca4776b9739a92.png
[MySQL_ - InfoQ]: https://xie.infoq.cn/article/ab5096790639e5bf898d17662
[- Java]: https://ldbmcs.gitbook.io/java/shu-ju-ku/mysql/shi-wu-de-ke-zhong-fu-du-de-neng-li-shi-zen-mo-shi-xian-de
[5c4d255d4cc3e3dde1ddf8dc28ff7098.png]: https://img-blog.csdnimg.cn/img_convert/5c4d255d4cc3e3dde1ddf8dc28ff7098.png
[20190313213836406.png]: https://img-blog.csdnimg.cn/20190313213836406.png
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