MySQL MVVC多版本并发控制的实现详解
目录
- 一、概述
- 二、快照读与当前读
- 1.当前读
- 2.快照读
- 三、隔离级别与版本链复习
- 四、Read View
- 1.实现原理
- 2.Read View规则
- 3.整体流程
- 五、举例
- 1.READ
- 2.REPEATABLE READ隔离级别下
- 3.如何解决幻读
一、概述
MVCC(Multiversion Concurrency Control),多版本并发控制。它和undo log中的版本链息息相关,MVVC通过数据行的多个版本来实现数据库的并发控制。
简单的说就是当前事务查询另一个事务正在更改的行(如果此时读取就会发生脏读),不用加锁等待,而是读取该数据的历史版本,降低响应时间。
MVVC是通过undo log和Read View两种技术实现的。
二、快照读与当前读
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。
1.当前读
当前读读取的记录一定是最新的数据,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。
加锁的读被称为当前读,还有数据的增删改都是要先读取数据的,这一读取过程也是当前读。
SELECT * FROM t LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁 SELECT * FROM t FOR UPDATE; # 排他锁 UPDATE SET t..
2.快照读
快照读又叫一致性读,读取的是数据行的快照版本。在MySQL中,普通的select语句(不加for update或lock in share mode的select语句)默认就是使用的快照读,不加锁。
SELECT * FROM table WHERE ...
之所以这样,是因为快照读可以避免加锁操作,降低开销。
当事务的隔离级别是串行时,快照读就没有用了,会退化为当前读。
三、隔离级别与版本链复习
隔离级别:
在MySQL中默认的隔离级别就是可重复读RR,可以解决不可重复读问题,在MySQL中,特别的还额外支持解决幻读问题。
它是如何解决幻读问题的呢?有两种方式:
- 使用间隙锁和临键锁解决,简而言之就是加锁,在此期间其他事务不能够插入数据
- MVCC方式,无需加锁,消耗低(缺点是没有完全解决幻读问题)。
undo log版本链:
对应InnoDB来说,聚簇索引中的每个记录都包含了两个必要的隐藏字段:
- 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:回滚指针,每次修改数据时,都会把旧数据放入undo log日志中,新的数据指向该旧数据,做成一个版本链,该指针字段就称为回滚指针,通过该指针可以找到修改前的数据。
举例:
有一个id为8的事务创建了一条数据,那么该记录的示意图大概如下:
假设之后两个id分别为10、20的事务对这条记录进行update操作,流程如下:
事务10 | 事务20 |
---|---|
BEGIN; | |
BEGIN; | |
UPDATE student SET name='李四' WHERE id=1; | |
UPDATE student SET name='王五' WHERE id=1; | |
COMMIT; | |
UPDATE student SET name='赵六' WHERE id=1; | |
UPDATE student SET name='钱七' WHERE id=1; | |
COMMIT; |
每次修改都会生成一个undo log日志,每个日志都相互链接,构成版本链,此时该条数据的示意图如下:
每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id 。
四、Read View
有了undo log就可以读取到记录的历史版本,那么在什么情况下,读取哪个版本的记录呢?这就用到了Read View,它帮我们解决了行的可见性问题。
Read View就是当某个事务在使用MVVC机制进行快照读操作时产生的读视图。该视图是数据库当前所有活跃事务id(还未提交的事务)组成的列表的一个快照。
1.实现原理
四种隔离级别里,读未提交和串行化是不会使用MVVC的,因为读未提交直接读取某个数据的最新数据即可,串行化是通过加锁来读的。
读已提交和可重复读都必须保证读到的数据都是其他事务提交了的,所以,其他事务修改了数据但是还未提交,我们不能够访问该数据,但可以通过MVVC机制读取该记录的历史版本,核心问题就是需要判断版本链中的哪条历史版本是当前事务可见的,这也是ReadView要解决的问题。
Read View包含4个比较重要的内容:
- creator_trx_id:创建这个Read View的事务id,Read View和事务是一一对应的。
只有事务对表中的记录做修改时才会为事务分配事务id,否则一个事务中只有读操作,该事务的id默认为0。
- trx_ids:表示在生成Read View时当前系统中活跃的事务id列表。提交了的事务不在其中。
- up_limit_id:活跃的事务中最小的事务id。
- low_limit_id:表示生成Read View时系统应该分配给下一个事务的id值,同样也表示系统中最大的事务id值。
注意: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, 2,5这三个事务,之后id为5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6。
2.Read View规则
版本链
当某个事务有了Read View,访问某条记录时,需要按照下面的步骤判断该记录的哪个版本可见:
- 如果该版本记录的trx_id和Read View的creator_trx_id相同,意味着该版本的记录是由当前事务修改的,因此该版本可以被当前事务访问
- 如果该版本记录的trx_id小于Read View的up_limit_id,证明当前事务生成Read View时,此事务已经提交了,所以当前事务可以读取该版本。
- 如果该版本的trx_id大于等于low_limit_id,证明生成该版本的事务在当前事务生成Read View之后才开启,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,如果不在的话才能访问,否则不能访问。
3.整体流程
了解了这些概念之后,我们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。
在隔离级别为读已提交时,一个事务中的每一次SELECT查询都会重新获取一次Read View,而可重复读是第一SELECT操作才会生成Read View,之后的查询操作复用这一个。
导致这两种的差距是因为:可重复读要保证一个事务中相同的SELECT读取的内容是相同的。
五、举例
1.READ
COMMITTED隔离级别下
现在有两个事务id分别为10、20的事务在执行:
-- id为10的事务 begin; update t set name='李四' where id=1; update t set name='王五' where id=1; -- id为20的事务 更新其他行的数据
此刻,表中id为1的记录得到的版本链表如下所示:
此时新来一个事务执行如下操作:
begin; select * from t where id=1; -- 事务10、20未提交
查询到的结果为张三。
具体的过程如下:
- 在执行select语句前,先生成一个Read View,Read View的creator_trx_id为0,trx_ids列表的内容是[10,20],up_limit_id为10,low_limit_id为21。
- 查询name为王五的最新版本的记录,按规则进行对比,因为trx_id为10,10刚好是trx_ids中的记录,所以这条记录对当前事务不可见,根据回滚指针得到下一个版本
- 下一个版本name为李四,也不行
- 继续找到name为张三的版本,trx_id为8,8小于up_limit_id,所以该版本对当前事务可见,得到最终结果
接下来,再将id为10的事务进行commit提交。然后id为20的事务来更新记录:
begin; -- id为20的事务 update t set name='赵六' where id=1; update t set name='钱七' where id=1;
此时版本链更新为:
再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找这个id 为1的记录,得到的结果为name=王五的那条记录。执行过程如下:
- 生成Read View,Read View的creator_trx_id为0,trx_ids列表的内容是[20],up_limit_id为20,low_limit_id为21。
- 因为前两个版本的记录trx_id为20,存在trx_ids中,所以跳过
- 到第三条记录时,trx_id为10,小于20,可以读取,所以最终结果为王五
注意:READ COMMITTED,每次读取数据前都生成一个新的ReadView。
2.REPEATABLE READ隔离级别下
假如此时id为10的事务和id为20的事务正在修改,都未提交,修改内容和前面的一样,但是还未提交,此时当前事务做一个查询。
步骤为:
- 生成Read View,Read View的creator_trx_id为0,trx_ids列表的内容是[10,20],up_limit_id为10,low_limit_id为21。
- trx_id为10和20的都不满足要求
- 最后查找到name为张三的历史版本的数据
此时,id为10的记录提交事务。
当前事务又需要select id为1的记录,步骤为:
- 因为是可重复读,且第一次select已经生成过Read View了,所有会复用它,不重新生成。
- 所以trx_id为10和20的记录依旧不符合规则,最终得到的数据还是张三,符合可重复读的规范
注意:REPEATABLE READ,每次读取都复用第一次生成的Read View
3.如何解决幻读
假设现在有一条数据,id为1
当前活跃的事务有10和20。
此时当前事务启动了,执行如下SQL语句:
begin; select * from student where id>=1;
在开始前生成Read View,内容如下:creator_trx_id=0,trx_ids= [10,20] , up_limit_id=10, low_limit_id=21。
由于id大于等于1的数据只有一个,且该数据的trx_id为8,小于up_limit_id,所以可以读取到。
在这之后id为10的事务新增了一行数据,增加了id为2的数据,且提交了。
此时当前线程继续查找id>=1的数据,因为是可重复读,复用刚刚的Read View。
得到两行数据,但是因为id为2的数据trx_id为10,该值在Read View的trx_ids中存在,所以该记录对当前事务不可见,所以最后查询到的数据只有一条记录。
如果当前事务再插入id为2的数据就插不进去,所以说MVVC只解决了一半的幻读问题。
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