【MySQL】MVCC与Read View

目录

一、数据库并发的三种场景

二、读写场景的MVCC

（一）表中的三个隐藏字段

（二）undo 日志

（三）模拟MVCC

（四）Read View

（五）当前读和快照读

三、RC和RR隔离级别的区别

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一、数据库并发的三种场景

        数据库作为存储大量数据的介质，一定存在着大量的IO操作，也就是写操作和读操作。

读-读 ：不存在任何问题，也不需要并发控制；

读-写 ：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读；

写-写 ：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失。

        本文主要讨论在读写场景下的并发问题。

二、读写场景的MVCC

        MVCC即多版本并发控制协议，其是 InnoDB 存储引擎为了实现高并发事务处理的核心机制。它通过维护数据的多个版本，使读写操作可以非阻塞并行执行，从而极大提升了数据库的并发性能。

（一）表中的三个隐藏字段

        当新建一个表结构时，除了显示定义的列结构，表中还包含了三个隐藏字段：

• DB_TRX_ID：6字节，记录最近修改本条记录的事务ID；
• DB_ROLL_PTR：7字节，回滚指针，记录该条记录的上一版本；
• DB_ROW_ID：6字节，当数据表没有主键时，InnoDB会自动以 DB_ROW_ID 作为隐藏主键并建立一个聚簇索引。

        例如向一张表插入一条数据时，实际该数据内容为：

name	age	DB_TRX_ID	DB_ROLL_PTR	DB_ROW_ID
张三	18	最近修改本条记录的事务ID	null（新增数据因此没有上个版本）	1（隐藏主键）

        实际数据表还有个删除 flag 隐藏字段，用于表明该条是否有效，也就是删除表中数据时是逻辑删除，之后在合适的时候由 MySQL 再向磁盘刷新数据。

（二）undo 日志

        undo 日志是在 MySQL 中的一段内存缓冲区，用于保存日志文件。其主要由两个核心作用：

• 事务回滚：
  当事务执行失败或者主动回滚时，undo log 中记录的数据旧版本课用于恢复原始状态。例如：当执行插入数据操作时，undo log 会记录其对应的删除操作，回滚时直接执行该操作删除数据；当执行更新或删除操作时，undo log会记录数据的旧值用于回滚。
  事务在修改数据前，undo log会记录反向操作或数据旧值，形成逻辑日志链。
• 支持MVCC：
  undo log会存储数据的历史版本，通过隐藏字段 DB_TRX_ID 和 DB_ROLL_PTR串联历史版本，形成链式日志从而支持 MVCC 。详见下文。

（三）模拟MVCC

        假定 student 表中已有数据如下：

        假定有个事务10，对 student 表中记录进行了修改，将姓名修改为了"李四"。当事务10执行完毕后：

        在此过程中，事务10首先会将该条记录加行锁，修改前先将该条记录拷贝到 undo log 中（写时拷贝）。之后将数据修改为目标值并再填写相应的字段，之后事务提交后并释放锁。

        假定现在有个事务11对表中数据进行修改，将年龄改为了20，事务11也会进行以上的操作。当事务11执行完毕后：

        undo log中的一个个版本被称为快照。正如上文所述，除了记录版本链以外，undo log 还会记录相反的操作以备回滚。

        当执行插入操作时，undo log 会基于主键记录对应相反的删除操作；当执行删除操作时会将该记录的删除 flag 字段设置为删除即逻辑删除，并将该条数据记录在 undo log 中；当执行select 操作时，会根据隔离级别执行当前读或者快照读。当前读即读取最新的数据，快照读即读取数据的历史版本。

        针对于 select 操作，在RU隔离级别下所有查询都是读取最新版本的数据，RC和RR隔离级别下所有普通查询都是快照读，而Serializable隔离级别下事务是严格串行执行，因此所有查询操作都是当前读。本文主要讨论如何MVCC 机制如何解决 RC 和 RR隔离级别下的读写并发问题。

        隔离级别和读写并发问题详见：【MySQL】事务及隔离性-CSDN博客

（四）Read View

        Read View 是事务首次进行快照读时由 MySQL 生成的，其主要是配合 MVCC 机制进行版本控制。

        当某个事务执行 select 快照读的时候，MySQL新建一个 Read View 对象，用其内部的字段来判断当前事务应该读取数据的哪个版本，该数据可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据，这由隔离级别决定。

        以下是简化 Read View 的结构体：

class ReadView {// 省略...private:/** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/trx_id_t m_low_limit_id/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */trx_id_t m_up_limit_id;/** 创建该 Read View 的事务ID*/trx_id_t m_creator_trx_id;/** 创建视图时的活跃事务id列表*/ids_t m_ids;//ids_t集合类型 /** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，* 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/trx_id_t m_low_limit_no;/** 标记视图是否被关闭*/bool m_closed;// 省略...
};

m_ids：一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
up_limit_id：记录m_ids列表中事务ID最小的ID
low_limit_id：ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1
creator_trx_id：创建该ReadView的事务ID

        表中的三个隐藏字段配合 Read View 即可完成 MVCC机制。

        当一个事务进行快照读时，MySQL 会为此建立一个 Read View 对象，首先 up_limit_id 字段会记录当前活跃事务的最小事务ID，low_limit_id 会记录当前活跃时最大事务ID值 + 1， 而 m_ids 会记录当前所有活跃的事务ID。例如：当事务10创建 Read View 对象时，假定活跃事务有（8，9，12），那么事务是10对应的字段值分别为：up_limit_id = 8， low_limit_id = 13， m_ids = （8， 9， 12）。

        下面将展开说明 Read View 是如何配合 undo log 实现 MVCC机制的：

        当一个新事务执行普通 select 操作（快照读）时，MySQL 会为此新建并初始化一个 Read View 对象，针对目标数据存在以下的情况：

        若该条记录的 DB_TRX_ID 小于 Read View 中的 up_limit_id 最小事务ID，说明修改该记录的事务在新事务到来之前就已经执行完毕提交了，故该数据可被新事物所见，无需查看该条记录的上一版本了；

        若该条记录的 DB_TRX_ID 大于等于 Read View 中的 low_limit_id 最大事务ID，说明修改该记录的事务在新事务执行查询操作之后才执行完毕（不一定提交），若该条记录存在上一版本，则需通过该条记录的 DB_ROLL_PTR 字段查询上一版本并再次进行比较；若不存在上一版本，则该条记录不可被新事务所见；

        若该条记录的 DB_TRX_ID 处于 up_limit_id 与 low_limit_id 之间，则需要进一步判断。若该条记录的 DB_TRX_ID 存在于 m_ids 列表中，则说明新事务执行查询操作时 DB_TRX_ID 该事务仍处于活跃状态，因此该条记录不可见，需查询该记录上一版本进一步进行判断；若该条记录的 DB_TRX_ID 不存在于 m_ids 列表中，则说明新事务执行查询操作时 DB_TRX_ID 该事务已经执行完毕提交了，则该条记录可以被新事务所见，无需查看该条记录的上一版本了。

（五）当前读和快照读

        在上文中我们铺垫了当前读和快照读的概念，那么应该如何操作呢？以下示例都是在 RR 隔离级别下进行测试。

        两个事务同时开启，由上面两张图可知，MySQL会为快照读建立 Read View 对象，因此不同的读取可能会造成不同的查询结果。（图一是修改年龄为20，但查询结果为18/图二是修改年龄为18，查询结果也为18）

        当前读与快照读：

//当前读
mysql> select * from student lock in share mode;
//快照读
mysql> select * from student;

三、RC和RR隔离级别的区别

        RC和RR隔离级别下在快照读时都会生成 Read View 对象，正是生成 Read View 对象的时机不同，导致快照读的结果不同。

在RC隔离级别下：

        每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因，也就是每个快照读都会生成最新的 Read View 对象。正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题

在RR隔离级别下：

        同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。也就是只有第一次进行快照读时才会生成 Read View 对象，此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可 见；