多版本并发控制（MVCC）

news2024/11/16 14:51:27

MVCC机制概述

MVCC（Multi-Version Concurrency Control），中文是多版本并发控制，是指在使用READ COMMITTED、REPEATABLE READ这两种隔离级别的事务在执行SELECT操作时访问记录的版本链的过程，从而在不加锁的前提下使不同事务的读写操作能够并发安全执行，提升系统性能。MVCC机制的核心是在做SELECT操作前会生产一个ReadView，通过这个ReadView可以确认版本链中哪个版本的数据对当前事务可见，通过READ COMMITTD隔离级别的事务在每次进行SELECT操作前都会成1个ReadView，REPEATABLE READ隔离级别的事务只在第1次进行SELECT操作前生成1个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView。通过ReadView找到符合条件的记录版本（记录版本是由undo日志构建的），其实就像是在生成ReadView的那个时刻做了1次快照，因此利用MVCC机制读取数据又叫快照读，也叫一致性读。

  • READ COMMITTD隔离级别和REPEATABLE READ隔离级别可以通过MVCC机制保证，SERIALIZABLE隔离级别是通过加锁保证的，READ UNCOMMITTED隔离级别由于什么措施也没做，因此会允许脏读、不可重复和幻读发生。

快照读和当前读

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 ...

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，避免了加锁操作，降低了开销。
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终版本，而有可能是之前的历史版本。
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。

MVCC版本链的形成

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。注意：只有在对表中的记录做INSERT、DELETE和UPDATE这些修改表中记录的操作时才会给事务分配事务id，且事务id的分配是递增的，一个只读事务的trx_id为0；
  • 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，roll_pointer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。
    如果此时表中只有1条记录，且插入该记录的事务id为80，此时该记录的行格式简化版如下：
    在这里插入图片描述
    假设之后两个事务id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作，操作流程如下：
    在这里插入图片描述
    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日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些undo日志串连起来形成一个链表，如下图：
    在这里插入图片描述
    对该记录的每次更新操作（UPDATE）都会将旧值放到一条undo日志中，即对该记录的一个历史版本，随着更新次数的增多产生的undo日志也增多，所有undo日志被roll_pointer属性连接成一个链表，这个链表就是版本链。关于版本链有以下点需要注意：
  • 版本链是针对某条记录的，即是一条用户记录的不同版本组成的链表；
  • 事务COMMIT之前对记录的修改也会放到undo日志，作为记录的一个历史版本组成版本链；
  • 在版本链中插入undo日志是遵循“头插法”，即每次都是将最近生成的undo日志插入在版本链的链表头部，即版本链头结点对应的记录版本是最新的；
  • 查询版本链时，也是从链表头部遍历，即从最新版本的undo日志记录向老版本的undo日志记录遍历查询。

ReadView(快照)

ReadView的形成

对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说，由于允许读到未提交事务修改过的记录（脏读），因此直接读取版本链的最新版本就可以了；对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来说，需要加锁的方式保证事务的串行化；对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，都必须保证事务1已经修改了记录单是尚未提交，事务2不能直接读取到最新版本的记录，即事务1中尚未提交的记录修改对事务2是不可见的。
为了保证READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务，尚未提交的记录修改对其他事务不可见，InnoDB提出了ReadView的概念，ReadView主要由以下四部分组成：

  • m_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，注意事务尚未提交时的状态为“活跃”状态；
  • min_trx_id ：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的（尚未提交的）读写事务中最小的事务id,也就是m_ids中的最小值；
  • max_trx_id ：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值；
  • creator_trx_id : 表示生成该ReadView的事务的事务id。

举例：现在有id为1，2，3这三个事务，之后id为3的事务提交了，一个新的读事务在生成ReadView时，m_ids就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4。

如何根据某个读事务生成的ReadView快照，判断版本链上的某个版本对该查询事务是否可见呢？遵循以下步骤：

  • 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前读事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本对当前事务可见；
  • 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_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，所以该版本对当前事务可见；
  • 如果被访问的trx_id属性值大于或等于ReadView中的max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，该版本对当前事务不可见；
  • 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_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，该版本对当前事务不可见 ；如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本对当前事务可见。

开头介绍MVCC机制概述时提高，读事务在生成ReadView时，在READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下生成的时机是不同的，通过READ COMMITTED隔离级别的事务在每次进行SELECT操作前都会生成1个ReadView，REPEATABLE READ隔离级别的事务只在第1次进行SELECT操作前生成1个ReadView,之后的查询操作都重复使用这个ReadView,下面结合例子具体介绍。

READ COMMITTED

比如现在系统里有两个事务id分别为100、200的事务在执行，记录初始时name值为“刘备”，如下：

#事务id为100的事务执行如下语句，注意还没有COMMIT,即事务id为100的事务处于"活跃"状态
BEGIN;
UPDATE hero SET name='关羽' WHERE number=1;
UPDATE hero SET name='张飞' WHERE number=1;

#事务id为200的事务在对其他表进行操作，目的是让该事务能够分配到一个事务id
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

此刻，表hero中number为1的记录得到的版本链表如下所示：
在这里插入图片描述
假设现在有一个使用READ COMMITTED隔离级别的查询事务开始执行如下语句：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务，事务id为0
BEGIN;

# SELECT1 : 事务100、200未提交
# 得到的列name的值为'刘备'
select * from hero where number=1;

这个SELECT1的执行过程如下：

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[100,200],min_trx_id为100，max_trx_id为201,creator_trx_id为0；
  • 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’张飞’，该版本的trx_id值为100，在m_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；
  • 下一个版本的列name的内容是’关羽’，该版本的trx_id值也为100,也在m_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本；
  • 下一个版本的列name的内容是’刘备’，该版本的trx_id值为80，小于ReadView中的min_trx_id值100，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’刘备’的记录。

之后，我们把事务id为100的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 100
BEGIN

update hero set name = '关羽' where number = 1;
update hero set name = '张飞' where number=1;

commit;

然后再到事务id为200的事务中更新一下表hero中number为1的记录，做如下UPDATE操作：

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE hero SET name = '赵云' WHERE number = 1;

UPDATE hero SET name = '诸葛亮' WHERE number = 1;

此刻，表hero中number为1的记录的版本链就长这样：
在这里插入图片描述
然后再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，如下：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

#SELECT1 : 事务 100、200均未提交
select * from hero where number=1; # 得到的列name的值为'刘备'

#SELECT2：事务 100提交，事务 200未提交
select * from hero where number =1; #得到的列name的值为'张飞'

这个SELECT2的执行过程如下：

  • 在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView,该ReadView的m_ids列表的内容就是200，min_trx_id为200，max_trx_id为201，creator_trx_id为0；
  • 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’诸葛亮’，该版本的trx_id值为200，在m_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。
  • 下一个版本的列name的内容是’赵云’，该版本的trx_id值为200，也在m_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’张飞’，该版本的trx_id值为100，小于ReadView中的min_trx_id值200，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’张飞’的记录。

从上面过程可以总结出：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,且在Read Committed隔离级别下，正是由于每次查询时事务都会生成一个最新的ReadView,这个ReadView太新了，导致每次查询出来的记录可能是不同的（比如select1查询出来的记录是"刘备"，select2查询出来的记录是“张飞”），因此READ COMMITTED隔离级别可以避免脏读，但不能避免不可重复读。

REPEATABLE READ

比如现在系统里有两个事务id分别为100、200的事务在执行：

# 事务 100，尚未commit
update hero set name = '关羽' where number=1;
update hero set name = '张飞' where number =1;

# 事务200
BEGIN;

#更新了一些别的表的记录
...

此刻，表hero中number为1的记录得到的版本链如下所示：
在这里插入图片描述
现在有一个使用REPEATABLE READ隔离级别的事务开始执行查询：

#使用REPEATABLE READ隔离级别的事务执行select操作
BEGIN;

#SELECT1： 事务100、200为提交
select * from hero where number=1; # 得到的列name的值为'刘备'

这个SELECT1的执行过程如下：

  • 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView,ReadView的m_ids列表的内容就是[100.200],min_trx_id为100，max_trx_id为201，creator_trx_id为0;
  • 然后从版本链中挑选出可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是’张飞’，该版本的trx_id值为100，在m_ids列表内，所以不符合可见性的要求，根据roll_pointer跳到下一个版本；
  • 下一个版本的列name的内容是’关羽’，该版本的trx_id值也为100，也在m_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本；
  • 下一个版本的列name的内容是’刘备’，该版本的trx_id值为80,小于ReadView中的min_trx_id值100，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’刘备’的记录。

之后，我们把事务id为100的事务提交一下，就像这样：

# 事务100
BEGIN;

update hero set name='关羽' where number=1;
update hero set name='张飞' where number=1;

commit;

然后再到事务id为200的事务中更新一下表hero中number为1的记录：

# 事务 200
BEGIN;

#更新了一些别的表的记录
...

update hero set name='赵云' where number=1;

update hero set name='诸葛亮' where number=1;

此刻，表hero中number为1的记录的版本链就长这样：
在这里插入图片描述
然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，如下：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

#SELECT1: 事务100、200均为提交
#得到的列name的值为'刘备'
select * from hero where number=1;

#SELECT2 : 事务100提交，事务200未提交
#得到的列name的值仍为'刘备'
select * from hero where numer=1;

这个SELECT2的执行过程如下：

  • 因为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了，所以此时直接用之前的ReadView,之前的ReadView的m_ids列表内的内容就是[100,200],min_trx_id为100，max_trx_ids为201，creator_trx_id为0；
  • 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’诸葛亮’，该版本的trx_id值为200，在m_ids列表内，所以不符合可见性的要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
  • 下一个版本的列name的内容是’赵云’，该版本的trx_id值为200，也在m_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本；
  • 下一个版本的列name的内容是’张飞’，该版本的trx_id值为100，而m_ids列表中是包含值为100的事务id的，所以该版本也不符合要求，继续跳到下一个版本；
  • 下一个版本的列name的内容是’关羽’，该版本的trx_id值为100，而m_ids列表中是包含值为100的事务id的，所以该版本也不符合要求，继续跳到下一个版本；
  • 下一个版本的列name的内容是’刘备’，该版本的trx_id值为80，小于ReadView中的min_trx_id值100，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’刘备’的记录。

从上面过程可以总结出：使用REPEATABLE READ隔离级别的事务在查询时，仅会使用第一次select时生成的ReadView,相比READ COMMITTED隔离级别每次查询时都会生成一个ReadView,REPEATABLE READ隔离级别查询时使用的ReadView版本会没那么新，因此有些最新update并已经提交的事务对记录做的修改操作对查询事务就会不可见（避免了不可重复读现象的产生），因此REPEATABLE READ隔离级别可以同时避免脏读和不可重复读。

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