MySQL 08_MySQL多版本并发控制MVCC

一、多版本并发控制MVCC简介

1.1 什么是MVCC

MVCC （Multiversion Concurrency Control），多版本并发控制。顾名思义，MVCC 是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这项技术使得在InnoDB的事务隔离级别下执行一致性读操作有了保证。换言之，就是为了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，这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。

MVCC没有正式的标准，在不同的DBMS中MVCC的实现方式可能是不同的。

MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理 读-写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读，而这个读指的就是 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。

二、快照读与当前读

2.1 快照读

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。

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新版本，而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。

2.2 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），读取时还要保证其它并发事务不能修改当前记录，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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SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排它锁
INSERT INTO student values ... # 排它锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排它锁
UPDATE sutdent SET ... 	# 排它锁

三、事务相关概念复习

3.1 再谈隔离级别

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的问题，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，也就是将隔离级别提升到最高，但这样一来就会大幅度降低数据库的事务并发能力。

MVCC可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的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。

3.2 隐藏字段、Undo Log版本链

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。

四、MVCC实现原理之ReadView

4.1 ReadView简介

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View。

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”指的是启动了但还没提交）。

4.2 ReadView的设计思路

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，所以直接读取记录的最新版本就好了。

使用SERIALIZABLE隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。

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了的事务修改过的记录。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，这是ReadView要解决的主要问题。

这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容，分别如下：

creator_trx_id，创建这个 Read View 的事务 ID。

Tips: 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。

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，这里要注意是系统中的事务id，需要区别于正在活跃的事务ID。

Tips：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的事务提交了。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。

4.3 ReadView的规则

有了这个ReadView，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。

4.4 MVCC整体操作流程

1、操作流程

了解了这些概念之后，来看下当查询一条记录的时候，系统如何通过MVCC找到它：

首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID；
获取 ReadView；
查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较；
如果不符合 ReadView 规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照；
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，一次类推，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。

Tips: InnoDB中，MVCC是通过Undo Log + Read View 进行数据读取，Undo Log 保存了历史快照，而Read View规则帮判断当前版本的数据是否可见。

在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次Read View。

Tips: 注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次Read View，这时如果Read View不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况。

当隔离级别为可重复读的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次SELECT的时候会获取一次Read View，而后面所有的SELECT都会复用这个Read View，如下图表所示：

2、举例说明

假设现在student表中只有一条由事务id为8的事务插入的一条记录:

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mysql> SELECT * FROM student;
+---------+----------+---------+
| id      |  name    | class   |
+---------+----------+---------+
|  1      |  张三     |  一班   |
+---------+----------+---------+
1 row in set (8.07 sec)

Tips: MVCC只能在READ COMMTTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作。

在 READ COMMITTED隔离级别下：每次读取数据前都生成一个ReadView。现在有网个事务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;

#更新了一些别的表的记录
...

说明：事务执行过程中，只有在真正修改记录时（比如使用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。所以才在事务20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：

假设现在有一个使用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、2日未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1;# 得到的列name的值为'张三'

这个SELECT的执行过程如下:

步骤1：在执行SELECT语句时会先生成一个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;
#更新了一些别的表的记录
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:

然后使用刚才 READ COMMITTED 隔离级别的事务继续查找这个 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、28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'

这个SELECT2的执行过程如下:

步骤1：在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView，该ReadView的trx_ids列表的内容就是[20]，up_limit_id为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，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。

以此类推，如果之后事务id为20的记录也提交了，再次在使用READ COMMITTED隔离级别的事务中查询表student中id值为1的记录时，得到的结果就是‘宋八’了，具体流程就不分析了。

Tips: 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。

在 REPEATABLE READ隔离级别下：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。也就是满足事务的 可重复度 特性。

3、MVCC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 如下图所示: 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，查询的 SQL 语句如下。

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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 的内容为：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，其它事务就已经提交了的数据，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 中就有三条数据了，对应的 undo 如下图所示：

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。

首先 id=1 的这条数据，前面已经说过了，可以被事务 A 看到。
然后是 id=2 的数据，它的 trx_id=30，此时事务 A 发现，这个值处于 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它事务提交的，所以这条数据不能让事务 A 看到。
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。这和事务 A 的第一次查询的结果是一样的，因此没有出现幻读现象，所以说在 MySQL 的可重复读隔离级别下，不存在幻读问题。

4.4 MMCC总结

这里介绍了MVCC在 READ COMMITTD、REPEATABLE READ 这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。这样使不同事务的 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；
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；

说明：之前说执行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，而是执行一个所谓的delete mark操作，相当于只是对记录打上了一个删除标志位，这主要就是为MVCC服务的。

通过MVCC我们可以解决：

读写之间阻塞的问题。通过MVCC可以让读写互相不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，这样就可以提升事务并发处理能力。
降低了死锁的概率。这是因为MVCC采用了乐观锁的方式，读取数据时并不需要加锁，对于写操作，也只锁定必要的行。
解决快照读的问题。当我们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。