快捷導(dǎo)航

一文解析MySQL的MVCC實(shí)現(xiàn)原理

更新時(shí)間：2022年08月16日 09:24:21 作者：一燈架構(gòu)

這篇文章主要介紹了MySQL的MVCC實(shí)現(xiàn)原理，MVCC全稱是Multi-Version?Concurrency?Control是一種并發(fā)控制的方法，通過維護(hù)一個(gè)數(shù)據(jù)的多個(gè)版本，減少讀寫操作的沖突

1. 什么是MVCC

MVCC全稱是Multi-Version Concurrency Control（多版本并發(fā)控制），是一種并發(fā)控制的方法，通過維護(hù)一個(gè)數(shù)據(jù)的多個(gè)版本，減少讀寫操作的沖突。

如果沒有MVCC，想要實(shí)現(xiàn)同一條數(shù)據(jù)的并發(fā)讀寫，還要保證數(shù)據(jù)的安全性，就需要操作數(shù)據(jù)的時(shí)候加讀鎖和寫鎖，這樣就降低了數(shù)據(jù)庫(kù)的并發(fā)性能。

有了MVCC，就相當(dāng)于把同一份數(shù)據(jù)生成了多個(gè)版本，在操作的開始各生成一個(gè)快照，讀寫操作互不影響。無(wú)需加鎖，也實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)的安全性和事務(wù)的隔離性。

事務(wù)的四大特性中隔離性就是基于MVCC實(shí)現(xiàn)的。

說MVCC的實(shí)現(xiàn)原理之前，先說一下事務(wù)的隔離級(jí)別。

2. 事務(wù)的隔離級(jí)別

說隔離級(jí)別之前，先說一下并發(fā)事務(wù)產(chǎn)生的問題：

臟讀： 一個(gè)事務(wù)讀到其他事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)。

不可重復(fù)讀： 相同的查詢條件，多次查詢到的結(jié)果不一致，即讀到其他事務(wù)提交后的數(shù)據(jù)。

幻讀： 相同的查詢條件，多次查詢到的結(jié)果不一致，即讀到其他事務(wù)提交后的數(shù)據(jù)。

不可重復(fù)讀與幻讀的區(qū)別是： 不可重復(fù)讀是讀到了其他事務(wù)執(zhí)行update、delete后的數(shù)據(jù)，而幻讀是讀到其他事務(wù)執(zhí)行insert后的數(shù)據(jù)。

再說一下事務(wù)的四大隔離級(jí)別：

Read UnCommitted（讀未提交）： 讀到其他事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)，會(huì)出現(xiàn)臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀。

Read Committed（讀已提交）： 讀到其他事務(wù)已提交的數(shù)據(jù)，解決了臟讀，會(huì)出現(xiàn)不可重復(fù)讀、幻讀。

Repeatable Read（可重復(fù)讀）： 相同的條件，多次讀取到的結(jié)果一致。解決了臟讀、不可重復(fù)讀，會(huì)出現(xiàn)幻讀。

Serializable（串行化）： 所有事務(wù)串行執(zhí)行，解決了臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀。

隔離級(jí)別	臟讀	不可重復(fù)讀	幻讀
讀未提交	會(huì)	會(huì)	會(huì)
讀已提交	不會(huì)	會(huì)	會(huì)
可重復(fù)讀	不會(huì)	不會(huì)	會(huì)
串行化	不會(huì)	不會(huì)	不會(huì)

MVCC只在Read Committed和Repeatable Read兩個(gè)隔離級(jí)別下起作用，因?yàn)?strong>Read UnCommitted隔離級(jí)別下，讀寫都不加鎖，Serializable隔離級(jí)別下，讀寫都加鎖，也就不需要MVCC了。

再談一下Undo log日志。

3. Undo Log（回滾日志）

Undo Log記錄的是邏輯日志，也就是SQL語(yǔ)句。

比如：當(dāng)我們執(zhí)行一條insert語(yǔ)句時(shí)，Undo Log就記錄一條相反的delete語(yǔ)句。

作用：

回滾事務(wù)時(shí)，恢復(fù)到修改前的數(shù)據(jù)。
實(shí)現(xiàn) MVCC 。

事務(wù)四大特性中原子性也是基于Undo Log實(shí)現(xiàn)的。

下面開始談一下MVCC的實(shí)現(xiàn)原理。

4. MVCC的實(shí)現(xiàn)原理

4.1 當(dāng)前讀和快照讀

先普及一下什么是當(dāng)前讀和快照讀。

當(dāng)前讀： 讀取數(shù)據(jù)的最新版本，并對(duì)數(shù)據(jù)進(jìn)行加鎖。

例如：insert、update、delete、select for update、 select lock in share mode。

快照讀： 讀取數(shù)據(jù)的歷史版本，不對(duì)數(shù)據(jù)加鎖。

例如：select

MVCC是基于Undo Log、隱藏字段、Read View（讀視圖）實(shí)現(xiàn)的。

4.2 隱藏字段

先說一下MySQL的隱藏字段，當(dāng)我們創(chuàng)建一張表時(shí)，InnoDB引擎會(huì)增加2個(gè)隱藏字段。

DB_TRX_ID（最近一次提交事務(wù)的ID）：修改表數(shù)據(jù)時(shí)，都會(huì)提交事務(wù)，每個(gè)事務(wù)都有一個(gè)唯一的ID，這個(gè)字段就記錄了最近一次提交事務(wù)的ID。

DB_ROLL_PTR（上個(gè)版本的地址）：修改表數(shù)據(jù)時(shí)，舊版本的數(shù)據(jù)都會(huì)被記錄到Undo Log日志中，每個(gè)版本的數(shù)據(jù)都有一個(gè)版本地址，這個(gè)字段記錄的就是上個(gè)版本的地址。

4.3 版本鏈

當(dāng)我們第一次往用戶表插入一條記錄時(shí)，表數(shù)據(jù)和隱藏字段的值是下面這樣的：

insert into user (name,age) values ('一燈',1);

事務(wù)ID（DB_TRX_ID）是1，上個(gè)版本地址（DB_ROLL_PTR）是null。

第二次提交事務(wù)，把用戶年齡加1。

update user set age=age+1 where id=1;

事務(wù)ID變成2，上個(gè)版本地址指向Undo Log中的記錄。

第三次提交事務(wù)，再把用戶年齡加1。

update user set age=age+1 where id=1;

事務(wù)ID變成3，上個(gè)版本地址指向Undo Log中事務(wù)ID為2的記錄。

這樣表記錄和Undo Log歷史數(shù)據(jù)就組成了一個(gè)版本鏈。

4.4 Read View（讀視圖）

在事務(wù)中，執(zhí)行SQL查詢，就會(huì)生成一個(gè)讀視圖，是用來保證數(shù)據(jù)的可見性，即讀到Undo Log中哪個(gè)版本的數(shù)據(jù)。

快照讀一般是讀取的歷史版本的讀視圖，當(dāng)前圖會(huì)生成一個(gè)最新版本的讀視圖。

讀視圖是基于下面幾個(gè)字段實(shí)現(xiàn)的：

m_ids ：當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)ID集合，即未提交的事務(wù)。

min_trx_id ：m_ids中最小的ID

max_trx_id ：下一個(gè)要分配的事務(wù)ID

creator_trx_id: 當(dāng)前事務(wù)ID

讀視圖決定當(dāng)前事務(wù)能讀到哪個(gè)版本的數(shù)據(jù)，從表記錄到Undo Log歷史數(shù)據(jù)的版本鏈，依次匹配，滿足哪個(gè)版本的匹配規(guī)則，就能讀到哪個(gè)版本的數(shù)據(jù)，一旦匹配成功就不再往下匹配。

數(shù)據(jù)可見性規(guī)則：

DB_TRX_ID = creator_trx_id 如果這個(gè)版本數(shù)據(jù)的事務(wù)ID等于當(dāng)前事務(wù)ID，表示數(shù)據(jù)記錄的最后一次操作的事務(wù)就是當(dāng)前事務(wù)，當(dāng)前讀視圖可以讀到這個(gè)版本的數(shù)據(jù)。
DB_TRX_ID < min_trx_id 如果這個(gè)版本數(shù)據(jù)的事務(wù)ID小于所有活躍事務(wù)ID，表示這個(gè)版本的數(shù)據(jù)不再被事務(wù)使用，即事務(wù)已提交，當(dāng)前讀視圖可以讀到這個(gè)版本的數(shù)據(jù)。
DB_TRX_ID >= max_trx_id 如果這個(gè)版本數(shù)據(jù)的事務(wù)ID大于等于下一個(gè)要分配的事務(wù)ID，表示有新事務(wù)更新了這個(gè)版本的數(shù)據(jù)，這種情況下，當(dāng)前讀視圖不可以讀到這個(gè)版本的數(shù)據(jù)。
min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id 如果這個(gè)版本數(shù)據(jù)的事務(wù)ID在當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)ID集合（m_ids）里面，表示這個(gè)版本的數(shù)據(jù)被其他事務(wù)更新過，當(dāng)前讀視圖不可以讀到這個(gè)版本的數(shù)據(jù)。如果這個(gè)版本數(shù)據(jù)的事務(wù)ID不在當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)ID集合（m_ids）里面，表示是在其他事務(wù)提交后創(chuàng)建的讀視圖，當(dāng)前讀視圖可以讀到這個(gè)版本的數(shù)據(jù)。

5. 不同隔離級(jí)別下可見性分析

在不同的事務(wù)隔離級(jí)別下，生成讀視圖的規(guī)則不同：

READ COMMITTED（讀已提交） ：在事務(wù)中每一次執(zhí)行快照讀時(shí)都生成一個(gè)讀視圖，每個(gè)讀視圖中四個(gè)字段的值都是不同的。
REPEATABLE READ（可重復(fù)讀）：僅在事務(wù)中第一次執(zhí)行快照讀時(shí)生成讀視圖，后續(xù)復(fù)用這個(gè)讀視圖。

5.1 READ COMMITTED（讀已提交）

設(shè)置MySQL隔離級(jí)別為讀已提交：

SET session TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

執(zhí)行兩個(gè)事務(wù)，驗(yàn)證一下：

事務(wù)1第一次查詢時(shí)，會(huì)生成一個(gè)讀視圖，讀視圖的各個(gè)屬性如下：

屬性	值
m_ids	1,2
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可見的版本鏈數(shù)據(jù)是：

符號(hào)規(guī)則 DB_TRX_ID = creator_trx_id = 1，可以看到當(dāng)前版本的數(shù)據(jù)。

事務(wù)1第二次查詢時(shí)，會(huì)生成一個(gè)新的讀視圖，讀視圖的各個(gè)屬性如下：

屬性	值
m_ids	1
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可見的版本鏈數(shù)據(jù)是：

符號(hào)規(guī)則 min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（1<=2<3），并且當(dāng)前數(shù)據(jù)版本的事務(wù)ID不在當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)ID集合，可以看到當(dāng)前版本的數(shù)據(jù)。

同一個(gè)事務(wù)內(nèi)，相同的查詢條件，查詢到的數(shù)據(jù)不一致，查到了其他事務(wù)更新過的數(shù)據(jù)，也就是出現(xiàn)了不可重復(fù)讀的情況。

再看一下，在可重復(fù)讀隔離級(jí)別下，是怎么解決這個(gè)問題的。

5.2 REPEATABLE READ（可重復(fù)讀）

設(shè)置MySQL隔離級(jí)別為可重復(fù)讀：

SET session TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

執(zhí)行兩個(gè)事務(wù)，驗(yàn)證一下：

事務(wù)1第一次查詢時(shí)，會(huì)生成一個(gè)讀視圖，讀視圖的各個(gè)屬性如下：

屬性	值
m_ids	1,2
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可見的版本鏈數(shù)據(jù)是：

符號(hào)規(guī)則 DB_TRX_ID = creator_trx_id = 1，可以看到當(dāng)前版本的數(shù)據(jù)。

事務(wù)1第二次查詢時(shí)，會(huì)復(fù)用原有的讀視圖，讀視圖的各個(gè)屬性如下：

屬性	值
m_ids	1，2
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可見的版本鏈數(shù)據(jù)是：

符號(hào)規(guī)則 min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（1<=2<3），并且當(dāng)前數(shù)據(jù)版本的事務(wù)ID在當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的事務(wù)ID集合，所以是不可以看到當(dāng)前版本的數(shù)據(jù)。