MVCC多版本并发控制

1、MVCC

MVCC,全称Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制。MVCC是一种并发控制的方法,一般在数据库管理系统中,实现对数据库的并发访问,在编程语言中实现事务内存。

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。

2、当前读

像select lock in share mode(共享锁), select for update ; update, insert ,delete(排他锁)这些操作都是一种当前读,为什么叫当前读?就是它读取的是记录的最新版本,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。

3、快照读(提高数据库的并发查询能力)

像不加锁的select操作就是快照读,即不加锁的非阻塞读;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;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多版本并发控制,即MVCC,可以认为MVCC是行锁的一个变种,但它在很多情况下,避免了加锁操作,降低了开销;既然是基于多版本,即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

4、当前读、快照读、MVCC关系

MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本,使得读写操作没有冲突,快照读是MySQL为实现MVCC的一个非阻塞读功能。MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个隐式字段,undo日志、read view三个组件来实现的。

5、MVCC解决的问题

数据库并发场景有三种,分别为:

1、读读:不存在任何问题,也不需要并发控制

2、读写:有线程安全问题,可能会造成事务隔离性问题,可能遇到脏读、幻读、不可重复读

3、写写:有线程安全问题,可能存在更新丢失问题

MVCC是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制,也就是为事务分配单项增长的时间戳,为每个修改保存一个版本,版本与事务时间戳关联,读操作只读该事务开始前的数据库的快照,所以MVCC可以为数据库解决以下问题:

1、在并发读写数据库时,可以做到在读操作时不用阻塞写操作,写操作也不用阻塞读操作,提高了数据库并发读写的性能

2、解决脏读、幻读、不可重复读等事务隔离问题,但是不能解决更新丢失问题

6、MVCC实现原理

mvcc的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段,undolog,read view来实现的。

隐藏字段

每行记录除了我们自定义的字段外,还有数据库隐式定义的DB_TRX_ID,DB_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等字段

DB_TRX_ID

6字节,最近修改事务id,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id

DB_ROLL_PTR

7字节,回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合undolog,指向上一个旧版本

DB_ROW_ID

6字节,隐藏的主键,如果数据表没有主键,那么innodb会自动生成一个6字节的row_id

记录如图所示:

image

在上图中,DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键,DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务ID,DB_ROLL_PTR是一个回滚指针,用于配合undo日志,指向上一个旧版本

undo log

undolog被称之为回滚日志,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志

当进行insert操作的时候,产生的undolog只在事务回滚的时候需要,并且在事务提交之后可以被立刻丢弃

当进行update和delete操作的时候,产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要,在快照读的时候也需要,所以不能随便删除,只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时,对应的日志才会被purge线程统一清除(当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除,因为为了节省磁盘空间,innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录,如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见,那么这条记录一定时可以被清除的)

下面我们来看一下undolog生成的记录链

1、假设有一个事务编号为1的事务向表中插入一条记录,那么此时行数据的状态为:

image

2、假设有第二个事务编号为2对该记录的name做出修改,改为lisi

在事务2修改该行记录数据时,数据库会对该行加排他锁

然后把该行数据拷贝到undolog中,作为 旧记录,即在undolog中有当前行的拷贝副本

拷贝完毕后,修改该行name为lisi,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务2的id,回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中

事务提交后,释放锁

image

3、假设有第三个事务编号为3对该记录的age做了修改,改为32

在事务3修改该行数据的时,数据库会对该行加排他锁

然后把该行数据拷贝到undolog中,作为旧纪录,发现该行记录已经有undolog了,那么最新的旧数据作为链表的表头,插在该行记录的undolog最前面

修改该行age为32岁,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务3的id,回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录

事务提交,释放锁

image

从上述的一系列图中,大家可以发现,不同事务或者相同事务的对同一记录的修改,会导致该记录的undolog生成一条记录版本线性表,即链表,undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录。

Read View

上面的流程如果看明白了,那么大家需要再深入理解下read view的概念了。

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图,在该事务执行快照读的那一刻,会生成一个数据系统当前的快照,记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。

其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的,也就是说当某个事务在执行快照读的时候,对该记录创建一个Read View的视图,把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据,有可能读取到的是最新的数据,也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据

Read View遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID(当前事务id)取出来,与系统当前其他活跃事务的id去对比,如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较,不符合可见性,那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较,即遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。

Read View的可见性规则如下所示:

首先要知道Read View中的三个全局属性:

trx_list:一个数值列表,用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID(1,2,3)

up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID(1)

low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID,(4)

具体的比较规则如下:

1、首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于,则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录,如果大于等于进入下一个判断

2、接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的,那么对于当前事务肯定不可见,如果小于,则进入下一步判断

3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中,如果在,则代表在Read View生成时刻,这个事务还是活跃状态,还没有commit,修改的数据,当前事务也是看不到,如果不在,则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit,那么修改的结果是能够看见的。

7、MVCC的整体处理流程

image

从上述表格中,我们可以看到,当事务2对某行数据执行了快照读,数据库为该行数据生成一个Read View视图,可以看到事务1和事务3还在活跃状态,事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新,所以,在Read View中记录了系统当前活跃事务1,3,维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1,而low_limit_id为5,如下图所示:

image

在上述的例子中,只有事务4修改过该行记录,并在事务2进行快照读前,就提交了事务,所以该行当前数据的undolog如下所示:

image

当事务2在快照读该行记录的是,会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活跃事务列表进行比较,判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。

具体流程如下:先拿该行记录的事务ID(4)去跟Read View中的up_limit_id相比较,判断是否小于,通过对比发现不小于,所以不符合条件,继续判断4是否大于等于low_limit_id,通过比较发现也不大于,所以不符合条件,判断事务4是否处理trx_list列表中,发现不再次列表中,那么符合可见性条件,所以事务4修改后提交的最新结果对事务2 的快照是可见的,因此,事务2读取到的最新数据记录是事务4所提交的版本,而事务4提交的版本也是全局角度的最新版本。如下图所示:

image

当上述的内容都看明白了的话,那么大家就应该能够搞清楚这几个核心概念之间的关系了,下面我们讲一个不同的隔离级别下的快照读的不同。

8、RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同

因为Read View生成时机的不同,从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同

1、在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来,此后在调用快照读的时候,还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读,那么之后的快照读使用的都是同一个Read View,所以对之后的修改不可见

2、在RR级别下,快照读生成Read View时,Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照,这些事务的修改对于当前事务都是不可见的,而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见

3、在RC级别下,事务中,每次快照读都会新生成一个快照和Read View,这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因。

总结:在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取最新的Read View,而在RR隔离级别下,则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View,之后的快照读获取的都是同一个Read View.

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