MySQL多版本並發控制MVCC底層原理解析

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1 事務並發中遇到的問題

1.1 臟讀

當一個事務讀取到瞭另外一個事務修改但未提交的數據，被稱為臟讀。

1.2 不可重復讀

當事務內相同的記錄被檢索兩次，且兩次得到的結果不同時，此現象稱為不可重復讀。

1.3 幻讀

當一個事務同樣的查詢條件查詢兩次（多次），查出的條數不一致稱為幻讀。

2 隔離級別

我們上邊介紹瞭幾種並發事務執行過程中可能遇到的一些問題，這些問題也有輕重緩急之分，我們給這些問題按照嚴重性來排一下序：

臟讀 > 不可重復讀 > 幻讀

SQL 標準中規定，針對不同的隔離級別，並發事務可以發生不同嚴重程度的

問題，具體情況如下：

  • READ UNCOMMITTED：未提交讀。
  • READ COMMITTED：已提交讀。
  • REPEATABLE READ：可重復讀。
  • SERIALIZABLE：可串行化

SQL 標準中規定，針對不同的隔離級別，並發事務可以發生不同嚴重程度的問題，具體情況如下：

  • READ UNCOMMITTED 隔離級別下，可能發生臟讀、不可重復讀和幻讀問題。
  • READ COMMITTED 隔離級別下，可能發生不可重復讀和幻讀問題，但是不可以發生臟讀問題。
  • REPEATABLE READ 隔離級別下，可能發生幻讀問題，但是不可以發生臟讀和不可重復讀的問題。
  • SERIALIZABLE 隔離級別下，各種問題都不可以發生。

3 版本鏈

我們知道，對於使用 InnoDB 存儲引擎的表來說，它的聚簇索引記錄中都包含兩個必要的隱藏列（row_id 並不是必要的，我們創建的表中有主鍵或者非 NULL的 UNIQUE 鍵時都不會包含 row_id 列）:

trx_id： 每次一個事務對某條聚簇索引記錄進行改動時，都會把該事務的事務 id 賦值給 trx_id 隱藏列。

roll_pointer： 每次對某條聚簇索引記錄進行改動時，都會把舊的版本寫入到undo 日志中，然後這個隱藏列就相當於一個指針，可以通過它來找到該記錄修改前的信息。

假設插入該記錄的事務 id 為 80的記錄，那麼此刻該條記錄的示意圖如下所示：

假設之後兩個事務 id 分別為 100、200 的事務對這條記錄進行 UPDATE 操作，操作流程如下：

Trx 100：

UPDATE t_people SET name = '關羽' WHERE number = 1;
UPDATE t_people SET name = '張飛' WHERE number = 1;

Trx 200：

UPDATE t_people SET name = '趙雲' WHERE number = 1;
UPDATE t_people SET name = '諸葛亮' WHERE number = 1;

每次對記錄進行改動，都會記錄一條 undo 日志，每條 undo 日志也都有一個 roll_pointer 屬性（INSERT 操作對應的 undo 日志沒有該屬性，因為該記錄並沒有更早的版本），可以將這些 undo 日志都連起來，串成一個鏈表，所以現在的情況就像下圖一樣：

對該記錄每次更新後，都會將舊值放到一條 undo 日志中，就算是該記錄的一個舊版本，隨著更新次數的增多，所有的版本都會被 roll_pointer 屬性連接成一個鏈表，我們把這個鏈表稱之為版本鏈，版本鏈的頭節點就是當前記錄最新的值。另外，每個版本中還包含生成該版本時對應的事務 id。於是可以利用這個記錄的版本鏈來控制並發事務訪問相同記錄的行為，那麼這種機制就被稱之為多版本並發控制(Mulit-Version Concurrency Control MVCC)。

4 ReadView

4.1 ReadView 定義

InnoDB 提出瞭一個 ReadView 的概念，這個 ReadView 中主要包含 4個比較重要的內容：

  • (1) m_ids：表示在生成 ReadView 時當前系統中 活躍 的讀寫事務的事務 id 列表。
  • (2) min_trx_id: 表示在生成 ReadView 時當前系統中活躍的讀寫事務中最小的事務 id，也就是 m_ids 中的最小值。
  • (3) max_trx_id：表示生成 ReadView 時系統中應該分配給下一個事務的 id 值。max_trx_id 並不是 m_ids 中的最大值，事務 id 是遞增分配的。比方說現在有 id 為 1，2，3 這三個事務，之後 id 為 3 的事務提交瞭。那麼一個新的讀事務在生成 ReadView 時，m_ids 就包括 1 和 2，min_trx_id 的值就是 1，max_trx_id的值就是 4。
  • (4) creator_trx_id：表示生成該 ReadView 的事務的事務 id。

4.2 訪問控制

有瞭這個 ReadView，這樣在訪問某條記錄時，隻需要按照下邊的步驟判斷記錄的某個版本是否可見：

  • (1) 如果被訪問版本的 trx_id 屬性值與 ReadView 中的 creator_trx_id 值相同，意味著當前事務在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當前事務訪問。
  • (2) 如果被訪問版本的 trx_id 屬性值小於 ReadView 中的 min_trx_id 值，表明生成該版本的事務在當前事務生成 ReadView 前已經提交，所以該版本可以被當前事務訪問。
  • (3) 如果被訪問版本的 trx_id 屬性值大於或等於 ReadView 中的 max_trx_id值，表明生成該版本的事務在當前事務生成 ReadView 後才開啟，所以該版本不可以被當前事務訪問。
  • (4) 如果被訪問版本的 trx_id 屬性值在 ReadView 的 min_trx_id 和 max_trx_id之間(min_trx_id < trx_id < max_trx_id)，那就需要判斷一下 trx_id 屬性值是不是在m_ids 列表中，如果在，說明創建 ReadView 時生成該版本的事務還是活躍的，該版本不可以被訪問；如果不在，說明創建 ReadView 時生成該版本的事務已經被提交，該版本可以被訪問。
  • (5) 如果某個版本的數據對當前事務不可見的話，那就順著版本鏈找到下一個版本的數據，繼續按照上邊的步驟判斷可見性，依此類推，直到版本鏈中的最後一個版本。如果最後一個版本也不可見的話，那麼就意味著該條記錄對該事務完全不可見，查詢結果就不包含該記錄。

4.3 再談隔離

對於使用 READ UNCOMMITTED 隔離級別的事務來說，由於可以讀到未提交事務修改過的記錄，所以直接讀取記錄的最新版本就好瞭。

對於使用 SERIALIZABLE 隔離級別的事務來說，InnoDB 使用加鎖的方式來訪問記錄。

在 MySQL 中，READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔離級別的的一個非常大的區別就是它們生成 ReadView 的時機不同。

4.3.1 READ COMMITTED（讀已提交）

讀已提交，每次讀取數據前都生成一個 ReadView。

假設現在有一個使用 READ COMMITTED 隔離級別的事務開始執行：

詳解查詢：

#使用 READ COMMITTED 隔離級別的事務
#Transaction 100、200未提交，得到的列 name 的值為 劉備
SELECT name FROM t_people WHERE number = 1;

這個 SELECET 的執行過程如下：

  • (1) 在執行 SELECT 語句時會先生成一個 ReadView，ReadView 的 m_ids 列表的內容就是[100, 200]，min_trx_id 為 100，max_trx_id 為 201，creator_trx_id 為 0。
  • (2) 然後從版本鏈中挑選可見的記錄，從圖中可以看出，最新版本的列 name 的內容是諸葛亮，該版本的 trx_id 值為 200，在 m_ids 列表內，所以不符合可見性要求。(如果被訪問版本的 trx_id 屬性值在 ReadView 的 min_trx_id 和 max_trx_id之間,就需要判斷一下 trx_id 屬性值是不是在m_ids 列表中，如果在，說明創建 ReadView 時生成該版本的事務還是活躍的，該版本不可以被訪問；如果不在，說明創建 ReadView 時生成該版本的事務已經被提交，該版本可以被訪問 )，根據 roll_pointer 跳到下一個版本。
  • (3) 諸葛亮下一個版本的列name的內容是趙雲，該版本的trx_id值也為200，也在m_ids列表內，所以也不符合要求，繼續跳到下一個版本。
  • (4) 趙雲下一個版本的列name的內容是張飛，該版本的trx_id值也為100，也在m_ids列表內，所以也不符合要求，繼續跳到下一個版本。
  • (5) 張飛下一個版本的列name的內容是關羽，該版本的trx_id值也為100，也在m_ids列表內，所以也不符合要求，繼續跳到下一個版本。
  • (6) 關羽下一個版本是劉備，該版本的trx_id值為80，小於ReadView 中的 min_trx_id 值，所以這個版本是符合要求的。

不可重復讀： 100事務、200事務開啟讀取到name都為劉備。當100事務提交時，由於是讀已提交事務隔離級別，每次讀取都會創建ReadView，200事務讀取時，創建生成的ReadView m_ids 為 [200]，這時根據讀取規則讀取到的name就為張飛。

# 使用 READ COMMITTED 隔離級別的事務
BEGIN;
# SELECE1：Transaction 100、200 均未提交,得到name值為劉備
SELECT name  FROM t_people WHERE number = 1; 

# SELECE2：Transaction 100 提交，Transaction 200 未提交
#Transaction 200 事務查詢，得到name值為張飛，發生不可重復讀。
SELECT name  FROM teacher WHERE number = 1;

4.3.2 REPEATABLE READ（可重讀）

可重讀，在第一次讀取數據時生成一個 ReadView。

解決不可重復讀： 100事務、200事務開啟，創建ReadView，m_ids 為[100,200]，讀取到name都為劉備。當100事務提交時，由於是可重讀事務隔離級別，隻創建一次ReadView，m_ids 仍然是[100,200]，這時根據讀取規則讀取到的name仍然是劉備。

5 幻讀

當一個事務同樣的查詢條件查詢兩次（多次），查出的條數不一致稱為幻讀。

在 REPEATABLE READ 隔離級別下的事務 T1 先根據某個搜索條件讀取到多條記錄，然後事務 T2 插入一條符合相應搜索條件的記錄並提交，然後事務 T1 再根據相同搜索條件執行查詢。結果會是什麼？按照 ReadView 中的比較規則，不管事務 T2 比事務 T1 是否先開啟，事務 T1 都是看不到 T2 的提交的。但是，在 REPEATABLE READ 隔離級別下 InnoDB 中的 MVCC 可以很大程度地避免幻讀現象，而不是完全禁止幻讀。

#SELECT：快照讀。update：當前讀。
REPEATABLE READ 可以解決快照讀幻讀問題。解決不瞭當前讀幻讀的問題。

案例：

1 執行begin，執行select *。

2 開啟另一個窗口 執行insert、select、commit。

3 回到原窗口執行查詢

4 執行 update 、提交

5 查找

6 總結

從上邊的描述中我們可以看出來，所謂的 MVCC（Multi-Version ConcurrencyControl ，多版本並發控制）指的就是在使用 READ COMMITTD、REPEATABLE READ這兩種隔離級別的事務在執行普通的 SELECT 操作時訪問記錄的版本鏈的過程，這樣子可以使不同事務的讀-寫、寫-讀操作並發執行，從而提升系統性能。

READ COMMITTD、REPEATABLE READ 這兩個隔離級別的一個很大不同就是,生成 ReadView 的時機不同，READ COMMITTD 在每一次進行普通 SELECT 操作前都會生成一個 ReadView，而 REPEATABLE READ 隻在第一次進行普通 SELECT 操作前生成一個 ReadView，之後的查詢操作都重復使用這個 ReadView 就好瞭，從而基本上可以避免幻讀現象。

以上就是本文的全部內容，希望對大傢的學習有所幫助，也希望大傢多多支持WalkonNet。

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