【MySQL进阶】多版本并发控制——MVCC
文章目录
- 【MySQL进阶】多版本并发控制——MVCC
- 一：MVCC 原理
- 1：版本链
- 2：ReadView 简介
- 3：访问记录的规则
- 4：READ COMMITTED —— 每次读取数据前都生成一个 ReadView
- 5：REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个 ReadView
- 二：MVCC小结
为了故事的顺利发展，我们需要创建一个表：
CREATE TABLE hero (
number INT,
name VARCHAR(100),
country varchar(100),
PRIMARY KEY (number)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;
然后向这个表里插入一条数据：
INSERT INTO hero VALUES(1, '刘备', '蜀');
现在表里的数据就是这样的：
一：MVCC 原理
1：版本链
我们前边说过，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（ row_id 并不是必要的，我们创建的表中有主键或者非NULL的UNIQUE键时都不会包含 row_id 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。
比方说我们的表 hero 现在只包含一条记录：
假设插入该记录的 事务id 为 80 ，那么此刻该条记录的示意图如下所示：
小贴士：
实际上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）。虽然真正的insert undo日志占用的存储空间被释放了，但是roll_pointer的值并不会被清除，roll_pointer属性占用7个字节，第一个比特位就标记着它指向的undo日志的类型，如果该比特位的值为1时，就代表着它zhi向的undo日志类型为insert undo。所以我们之后在画图时都会把insert undo给去掉。
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：
小贴士：
能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？哈哈，这不就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据，沦为了脏写了么？InnoDB使用锁来保证不会有脏写情况的发生，也就是在第一个事务更新了某条记录后，就会给这条记录加锁，另一个事务再次更新时就需要等待第一个事务提交了，把锁释放之后才可以继续更新。
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 都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样：
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。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的 事务id ，这个信息很重要，我们稍后就会用到。
2：ReadView 简介
对于使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务来说，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了；对于使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务来说，设计 InnoDB 的大叔规定使用加锁的方式来访问记录；对于使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录，也就是说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。为此，设计 InnoDB 的大叔提出了一个 ReadView 的概念，这个 ReadView 中主要包含4个比较重要的内容：
-
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。 -
min_trx_id：表示在生成 ReadView 时当前系统中活跃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。小贴士：
注意max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比方说现在有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，m_ids就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4。
-
creator_trx_id：表示生成该 ReadView 的事务的 事务id 。小贴士：
只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、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。
3：访问记录的规则
有了这个 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 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，所以该版本可以被当前事务访问。
- 如果被访问版本的 trx_id 属性值大于 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，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 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。
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。
在 MySQL 中， READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同。我们还是以表 hero 为例来，假设现在表 hero 中只有一条由 事务id 为 80 的事务插入的一条记录：
4：READ COMMITTED —— 每次读取数据前都生成一个 ReadView
比方说现在系统里有两个 事务id 分别为 100 、 200 的事务在执行：
# Transaction 100
BEGIN;
UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;
UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;
# Transaction 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表如下所示：
假设现在有一个使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务开始执行：
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 100、200未提交
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：
# 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：
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：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'
# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 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] （ 事务id 为 100 的那个事务已经提交了，所以再次生成快照时就没有它了）， 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。
以此类推，如果之后 事务id 为 200 的记录也提交了，再此在使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中查询表hero 中 number 值为 1 的记录时，得到的结果就是 ‘诸葛亮’ 了，具体流程我们就不分析了。
总结一下就是：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。
5：REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个 ReadView
对于使用 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 ，之后的查询就不会重复生成了。我们还是用例子看一下是什么效果。
比方说现在系统里有两个 事务id 分别为 100 、 200 的事务在执行：
# Transaction 100
BEGIN;
UPDATE hero SET name = '关羽' WHERE number = 1;
UPDATE hero SET name = '张飞' WHERE number = 1;
# Transaction 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：
# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 100、200未提交
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：
# 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：
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：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'刘备'
# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM hero WHERE number = 1; # 得到的列name的值仍为'刘备
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，所以此时直接复用之前的 ReadView ，之前的 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 ‘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 ，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，同理下一个列 name 的内容是 ‘关羽’ 的版本也不符合要求。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。
也就是说两次 SELECT 查询得到的结果是重复的，记录的列 c 值都是 ‘刘备’ ，这就是 可重复读 的含义。如果我们之后再把 事务id 为 200 的记录提交了，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，得到的结果还是 ‘刘备’ ，具体执行过程大家可以自己分析一下。
二：MVCC小结
从上边的描述中我们可以看出来，所谓的 MVCC （Multi-Version Concurrency Control ，多版本并发控制）指的就是在使用 READ COMMITTD 、 REPEATABLE READ 这两种隔离级别的事务在执行普通的 SEELCT 操作时访问记录的版本链的过程，这样子可以使不同事务的 读-写 、 写-读 操作并发执行，从而提升系统性能。
READ COMMITTD 、REPEATABLE READ 这两个隔离级别的一个很大不同就是：
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 ，而 REPEATABLE READ 只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个 ReadView，之后的查询操作都重复使用这个 ReadView 就好了。
![比特位计数[动态规划 || bitCount计数]](https://img-blog.csdnimg.cn/726b280349664609b0e96bb52ae66398.png)
