MySQL——多版本并发控制(MVCC)

1、MVCC概述

MVCC(Multiversion Concurrency Control)，多版本并发控制，提供并发访问数据库时，对事务内读取到的内存做处理，用来避免写操作堵塞读操作的并发问题。

顾名思义，多版本并发控制(MVCC)是通过数据行的多个版本（通过undo log回滚行记录到某个版本体现多版本）管理来实现数据库的并发控制。这项技术使得在InnoDB在事务隔离级别下执行一致性读（也叫快照读）操作有了保证。

换言之，一致性读就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行记录，并且可以看到它们被事务更新之前的值（如果读到了正在被事务更新的值，就是发生了脏读的情况），这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁，就可以直接读到数据而不用加锁。

MVCC没有正式的标准，在不同的DBMS中 MVCC的实现方式可能是不同的，也不是普遍使用的(大家可以参考相关的DBMS 文档)。这里介绍InnoDB中 MVCC的实现机制（MySQL其它的存储引擎并不支持它）。

undo log

在执行事务操作之前，把需要操作的数据备份到undo log中，若查询数据就有undo log +不在undo log的数据(事务未提交之前)，undo log一般是逻辑日志，用来回滚行记录到某个版本。

redo log

在执行事务操作完一条语句后，将最新的数据备份到redo log中，记录的是数据页的物理修改，通常是物理日志，它用来恢复提交后的物理数据页(恢复数据页，且只能恢复到最后一次提交的位置)。

2、快照读和当前读

MVCC在MySQL 的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

读取的是快照版本：undo +未修改的表的数据。

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，及不加锁的非阻塞读；比如：

select * from student where...

之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于MVCC，它在很多情况下，避免的加锁操作，减低了开销。

既然是基于多版本，那么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。

快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别的快照读会退化成当前读（不是一个一个读的，一个一个读就会读取到最新的行，那就是当前读）。

2.2、当前读

当前读读取的是最新版本（最新数据，而不是历史版本的数据），读取时会对读取记录加锁，通过锁机制来保证读取的数据无法被其他并发事务修改。加锁的 SELECT ，或者增删改都会先进行当前读，以保证读到最新的记录。

3、MVCC实现原理之ReadView

3.1、隐藏字段和版本链

在InnoDB存储引擎的记录行格式中，聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列：

• trx_id ：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的事务id赋值给trx_id隐藏列。
• roll_pointer：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo log日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。

往student表中插入一条数据：

mysql> select * from student;
+----+--------+--------+
| id | name   | class  |
+----+--------+--------+
|  1 | 张三   | 一班    |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.00 sec)

假设插入该记录的事务id为8，那么该条记录数据格式示意图如下：

注意：insert undo只在事务回滚时起作用，当事务提交后，该类型的undo日志就没用了，它占用的Undo Log Segment也会被系统回收（也就是该undo日志占用的Undo页面链表要么被重用，要么被释放)。

假设之后有两个id分别为10，20的事务对上面id为1的记录进行UPDATE操作，流程如下:

每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个roll_pointer属性（INSERT操作对应的undo日志没有roll_pointer属性，因为该记录并没有更早的版本)，可以将这些undo日志都连起来，串成一个链表：就是版本链，越上面的记录越新

对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条undo日志中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被roll_pointer属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。

每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id。

3.2、ReadView简介

ReadView 就是某个事务在使用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)。

ReadView解决了行的可见性问提。

ReadView适用的隔离级别：READ COMMITTED读已提交 和 REPEATABLE READ可重复读。

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一下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 四个重要内容：

• creator_trx_id，创建这个ReadView的事务id。

  说明:只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DFLETE、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。

• trx_ids，表示在某个事务生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。

• up_limit_id，活跃的事务中最小的事务id。

• 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，不是正在活跃的事务id列表中的事务id。

  注意: 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规则

当前事务生成ReadView后，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：

• 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。
• 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。
• 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。
• 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的查询整体操作流程

当我们使用事务A查询一条记录时，系统如何通过MVCC找到它：

1、首先获取事务A的事务ID

2、获取事务A对应的ReadView

3、查询得到的记录数据，然后按照上面的规则与ReadView中的事务id比较

4、如果该版本不可被事务A访问，就需要从Undo Log中获取历史快照，按照目录3.1中的版本链往下找

5、最后返回符合规则的数据

如果某个版本（事务id）的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。

总结

当隔离级别为 读已提交（READ COMMITTED）时，一个事务中每一次SELECT 都会生成一个 ReadView，这样重新读取一条记录时，如果ReadView不同，读取结果也可能不同，就可能产生不可重复读或幻读的情况，这也是为什么读已提交（READ COMMITTED）不能解决不可重复读并发问题的原因。

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，这样根据ReadView规则，一个事务在多次查询相同记录时就避免了不可重复读和幻读的情况。

最后

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