MVCC

MVCC （Multiversion Concurrency Control，多版本并发控制），通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制 ，保证在InnoDB的事务隔离级别下执行一致性读操作。为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，在做查询时就不用等待另一个事务释放锁。

快照读与当前读

MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读-写冲突，即使有读写冲突时，也能做到不加锁、非阻塞并发读 ，这里的读指的是快照读 , 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。

快照读

快照读称一致性读，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 

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SELECT * FROM player WHERE ...

基于提高并发性能采用快照读，快照读的实现基于MVCC。在很多情况下避免加锁操作、降低开销。 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，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，串行级别下的快照读会退化成当前读。

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，它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。 

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--  共享锁
SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE;

-- 排他锁
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 ...

谈谈隔离级别

事务有 4 个隔离级别，可能存在三种并发问题

在MySQL中，默认的隔离级别是可重复读，可以解决脏读和不可重复读问题

如果仅从定义的角度来看，它并不能解决幻读问题。如果想要解决幻读问题，就需要采用串行化的方式，即将隔离级别提升到最高，但这样一来就会大幅降低数据库的事务并发能力。
MVCC可以不采用锁机制，而是通过乐观锁方式来解决不可重复读和幻读问题，它可以在大多数情况下替代行级锁，降低系统的开销。

谈谈隐藏字段和Undo Log版本链

undo日志的版本链中对于使用 InnoDB 存储引擎的表来说，它的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

  • 不能在两个事务中交叉更新同一条记录，此操作相当于一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据（脏写）
  • InnoDB使用锁来保证不会有脏写情况的发生，在第一个事务更新某记录后就会给该记录加锁，另一个事务再更新时就需等待第一个事务提交，把锁释放后才可以继续更新

MVCC实现原理

MVCC 的实现依赖于隐藏字段、Undo Log、Read View

ReadView

ReadView是事务在使用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（活跃指启动后但还没提交）。

在MVCC机制中多个事务对同一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中。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪种版本的行记录就需要用到ReadView，它帮我们解决了行的可见性问题。

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，可以直接读取记录的最新版本
  • 使用SERIALIZABLE隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁方式来访问记录
  • 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 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，核心问题在于需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这就是ReadView要解决的主要问题。

ReadView中主要包含4个比较重要的内容

属性 说明
creator_trx_id 创建该 Read View 的事务 ID。
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
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，需要区别于正在活跃的事务ID
  • 只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE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
  • 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。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

ReadView的规则

有该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

  • 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

MVCC整体操作流程

当查询一条记录时系统是这样通过MVCC找到它的：

  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

如果某个版本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，那么就意味该条记录对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。

InnoDB中，MVCC是通过Undo Log + Read View进行数据读取，Undo Log保存历史快照，而Readview规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。

当隔离级别为可重复读时就避免了不可重复读，是因为一个事务只在第一次 SELECT 时会获取一次 Read View，而后面所有的 SELECT 都会复用这个 Read View：

案例演示

READ COMMITTED隔离级别

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 ：

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-- Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
--  Transaction 20
BEGIN;
-- 更新一些别的表的记录
...

事务执行过程中只有在第一次真正修改记录时（使用INSERT、DELETE、UPDATE语句），才会被分配一个单独的事务id，这个事务id是递增的。所以我们才在事务2中更新一些别的表的记录，目的是让它分配事务id。

此刻，表student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：

假设现在使用READ COMMITTED隔离级别的事务开始执行： 

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-- 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'

SELECT1 执行过程

  • 步骤1：在执行SELECT语句时会先生成ReadView，ReadView的trx_ids列表的内容就是[10，20]，up_limit_id为10，low_limit_id为21，creator_trx_id为0
  • 步骤2：从版本链中挑选可见的记录，从图中看出最新版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
  • 步骤3：下一个版本的列name的内容是’李四’，该版本的trx_id值也为10，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
  • 步骤4：下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’张三’的记录

之后把 事务id 为 10 的事务提交一下： 

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-- Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;

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： 

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-- Transaction 20
BEGIN;
-- 更新一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

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： 

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-- 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'

SELECT2 执行过程

  • 步骤1：在执行SELECT语句时会又会单独生成ReadView，该ReadView的trx_ids列表的内容就是[20]，low_limit_id为21，creator_trx_id为0
  • 步骤2：从版本链中挑选可见的记录，从图中看出最新版本的列name 的内容是’宋八’，该版本的trx_id值20，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
  • 步骤3：下一个版本的列 name的内容是’钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
  • 步骤4：下一个版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，小于ReadView中的up_limit_id值20，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’王五’的记录

使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。

REPEATABLE READ隔离级别

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 ，之后查询就不再重复生成。

比如，系统里有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行： 

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-- Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
-- Transaction 20
BEGIN;
-- 更新一些别的表的记录
...

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： 

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3
4
-- 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'

SELECT1 执行过程

  • 步骤1：在执行SELECT语句时会先生成ReadView ，ReadView的trx_ids列表的内容就是[10,20]，up_limit_id为10，low_limit_id为21，creator_trx_id为0
  • 步骤2：然后从版本链中挑选可见的记录，从图中看出最新版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
  • 步骤3：下一个版本的列name的内容是’李四’，该版本的trx_id值也为10，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  • 步骤4：下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’张三’的记录

之后，我们把 事务id 为 10 的事务提交一下，就像这样： 

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-- Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;

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： 

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-- Transaction 20
BEGIN;
-- 更新一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

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： 

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6
-- 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'

SELECT2 执行过程

  • 步骤1：当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ，而之前在执行SELECT1时已经生成过ReadView，此时直接复用之前的ReadView，之前的ReadView的trx_ids列表的内容就是[10,20]，up_limit id为10，low_limit_id为21，creator_trx_id为0
  • 步骤2：然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出最新版本的列name的内容是’宋八’，该版本的trx_id值为20，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
  • 步骤3：下一个版本的列name的内容是’钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
  • 步骤4：下一个版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，而trx_ids列表中是包含值为10的事务id的，所以该版本也不符合要求，同理下一个列name的内容是’李四’的版本也不符合要求，继续跳到下一个版本
  • 步骤5：下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为80，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为’张三’的记录

InnoDB 如何解决幻读

假设现在表 student 中只有一条数据，数据内容中，主键 id=1，隐藏的trx_id=10，它的undo log如下：

假设现在有事务A 和事务B并发执行， 事务A的事务 id 为 20 ， 事务B的事务 id 为 30

步骤1：事务 A 开始第一次查询数据 

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SELECT * FROM student WHERE id >= 1;

在开始查询之前，MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView，此时 ReadView 的内容如下 ：

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trx_ids=[20,30],up_limit_id=20,low_limit_id=31,creator_trx_id=20

由于此时表 student 中只有一条数据，且符合where id>=1条件，因此会查询出来。然后根据 ReadView 机制，发现该行数据的trx_id=10，小于事务A的 ReadView 里up_limit_id，这表示这条数据是事务A开 启之前，其他事务就已经提交的数据，因此事务A可以读取到

结论：事务 A 的第一次查询，能读取到一条数据，id=1。

步骤2：接着事务 B(trx_id=30)，往表 student 中新插入两条数据，并提交事务 

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INSERT INTO student(id,NAME) VALUES(2,'李四');
INSERT INTO student(id,NAME) VALUES(3,'王五');

此时表student 中就有三条数据，对应的 undo 如下：

步骤3：接着事务 A 开启第二次查询，根据可重复读隔离级别的规则，此时事务 A 并不会再重新生成 ReadView。此时表 student 中的 3 条数据都满足 where id>=1 的条件，因此会先查出来。然后根据 ReadView 机制，判断每条数据是不是都可以被事务 A 看到

  1. 首先id=1的这条数据可以被事务A看到
  2. 然后是id=2的数据，它的trx_id=30，此时事务A发现，该值处于up_limit_id和low_limit_id之 间，因此还需要再判断 30 是否处于trx_ids数组内。由于事务 A 的trx_ids=[20,30]，因此在数组内，这表 示id=2的这条数据是与事务A在同一时刻启动的其他事务提交的，所以这条数据不能让事务A看到
  3. 同理，id=3的这条数据，trx_id 也为 30，因此也不能被事务A看见

结论：最终事务A的第二次查询只能查询出id=1的这条数据。和事务A的第一次查询的结果是一样，因此没有出现幻读，因此MySQL 的可重复读隔离级别下不存在幻读问题。

总结

MVCC在READ COMMITTD、REPEATABLE READ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，从而使不同事务的读-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两个隔离级别的不同在于生成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，之后查询操作就重复使用该ReadView

说明：

执行DELETE语句或者更新主键的UPDATE语句并不会立即把对应的记录完全从页面中删除，而是执行一个delete mark操作，相当于只是对记录打上一个删除标志位，这主要就是为MVCC服务的

通过 MVCC 可以解决:

  • 读写之间阻塞问题：通过MVCC可以让读写互相不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，可以提升事务并发处理能力
  • 降低死锁概率：MVCC采用乐观锁方式，读取数据时并不需要加锁，对于写操作也只锁定必要的行
  • 解决快照读问题：当查询数据库在某个时间点的快照时，只能看到这个时间点之前事务提交更新的结果，而不能看到这个时间点之后事务提交的更新结果