【MySQL事务篇】多版本并发控制(MVCC)

多版本并发控制(MVCC)

1. 概述

MVCC （Multiversion Concurrency Control），多版本并发控制。顾名思义，MVCC 是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的 并发控制 。这项技术使得在InnoDB的事务隔离级别下执行 一致性读 操作有了保证。换言之，就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行，并且可以看到它们被更新之前的值，这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。

2. 快照读与当前读

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 ，而这个读指的就是 快照读 , 而非 当前读 。当前读实际上是一种加锁的操作，是悲观锁的实现。而MVCC本质是采用乐观锁思想的一种方式。

2.1 快照读

快照读又叫一致性读，读取的是快照数据。不加锁的简单的 SELECT 都属于快照读，即不加锁的非阻塞读；比如这样：

SELECT * FROM player WHERE ...
1

快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读。

2.2 当前读

当前读读取的是记录的最新版本（最新数据，而不是历史版本的数据），读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。加锁的 SELECT，或者对数据进行增删改都会进行当前读。比如：

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁
1
2
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4
5

3. MVCC实现原理之ReadView

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View。

3.1 ReadView概述

在MVCC 机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在 Undo Log 里。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪个版本的行记录呢? 这时就需要用到 ReadView 了，它帮我们解决了行的可见性问题。

ReadView 就是事务A在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来记录并维护系统当前 活跃事务 的ID(“活跃”指的就是，启动了但还没提交)。

3.2 设计思路

使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了。

使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。

使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到 已经提交了的 事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是需要判断版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这是ReadView要解决的主要问题。

ReadView中主要包含4个比较重要的内容，分别如下：

1. creator_trx_id ，创建这个 Read View 的事务 ID

   只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。

2. trx_ids ，表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的 事务id列表

3. up_limit_id ，活跃的事务中最小的事务 ID

4. low_limit_id，表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是系统最大的事务id值，这里要注意是系统中的事务id，需要区别于正在活跃的事务ID

   low_limit_id并不是trx_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比如，现在有id为1，2，3这三个事务，之后id为3的事务提交了。那么一个新的读事务在生成ReadView时，trx_ids就包括1和2，up_limit_id的值就是1，low_limit_id的值就是4

3.3 ReadView的规则

有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见。

1. 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的 creator_trx_id 值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
2. 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的 up_limit_id 值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
3. 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的 low_limit_id 值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。
4. 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在 trx_ids 列表中。
   • 如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问
   • 如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问

3.4 MVCC整体操作流程

当查询一条记录的时候，系统如何通过MVCC找到它：

1. 首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID；
2. 获取 ReadView；
3. 查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较；
4. 如果不符合 ReadView 规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照；
5. 最后返回符合规则的数据。

如果版本链中的最后一个版本也不可见，则该条记录对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。

在隔离级别为 读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次 Read View。

此时同样的查询语句都会重新获取一次 Read View，这时如果 Read View 不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况。

当隔离级别为 可重复读 的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次 SELECT 的时候会获取一次 Read View，而后面所有的 SELECT 都会复用这个 Read View，如下表所示：

4. 举例说明

4.1 READ COMMITTED隔离级别下

READ COMMITTED ：每次读取数据前都生成一个ReadView。

现在有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
1
2
3
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5
6
7
8

此刻，表student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：

假设现在有一个使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务开始执行：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
1
2
3
4

之后，我们把 事务id 为 10 的事务提交一下：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;
1
2
3
4
5

然后再到 事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;
1
2
3
4
5
6

此刻，表student中 id 为 1 的记录的版本链就长这样：

然后再到刚才使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找这个 id 为 1 的记录，如下：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'王五'
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4
5
6

4.2 REPEATABLE READ隔离级别下

使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个 ReadView ，之后的查询就不会重复生成了

比如，系统里有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
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5
6
7
8

此刻，表student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：

假设现在有一个使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务开始执行：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
1
2
3
4

之后，我们把 事务id 为 10 的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;
1
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3
4
5

然后再到 事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;
1
2
3
4
5
6

此刻，表student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样：

然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找这个 id 为 1 的记录，如下：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍为'张三'
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6

5. 总结

这里介绍了 MVCC 在 READ COMMITTD 、 REPEATABLE READ 这两种隔离级别的事务在执行快照读操作时访问记录的版本链的过程。这样使不同事务的 读-写 、 写-读 操作并发执行，从而提升系统性能。

核心点在于 ReadView 的原理， READ COMMITTD 、 REPEATABLE READ 这两个隔离级别的一个很大不同就是生成ReadView的时机不同：

• READ COMMITTD 在每一次进行普通SELECT操作前都会生成一个ReadView
• REPEATABLE READ 只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView