MySQL多版本并发控制MVCC实例分析

    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,也不是普遍使用的(大家可以参考相关的DBMS文档)。这里讲解InnoDB中 MVCC的实现机制(MySQL其它的存储引擎并不支持它)

    2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,是悲观锁的实现。而MVCC本质是采用乐观锁思想的一种方式。

    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;比如这样:

    select * from player where ...

    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SELECT,或者对数据进行增删改都会进行当前读。比如:

    3.复习

    3.1 再谈隔离级别

    我们知道事务有4个隔离级别,可能存在三种并发问题:

    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。如果我们想要解决幻读问题,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

    回顾一下undo日志的版本链,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。

    4、MVCC实现原理之ReadView

    MVCC的实现依赖于:隐藏字段、Undo Log、Read View

    4.1什么是ReadView

    在MVCC机制中,多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照,这些历史快照保存在Undo Log里。如果一个事务想要查询这个行记录,需要读取哪个版本的行记录呢?这时就需要用到ReadView了,它帮我们解决了行的可见性问题。

    当事务使用MVCC机制进行快照读操作时,会产生一个读视图,这个视图就是ReadView。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lD(“"活跃"指的就是,启动了但还没提交)。

    4.2 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 COMMITTEDREPEATABLE 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:

    4.3 ReadView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_idlow_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

    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:

    • 1.首先获取事务自己的版本号,也就是事务ID;

    • 2.获取ReadView;

    • 3.查询得到的数据,然后与ReadView中的事务版本号进行比较;

    • 4.如果不符合Readview规则,就需要从Undo Log中获取历史快照;

    • 5.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,依此类推,直到版本链中的最后一个版本。如果最近版本不可见,则该记录对该事务不可见,并且查询结果中不包含该记录。

    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规则帮我们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。

    当隔离级别为可重读的时候,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,

    如下所示:

    5.举例说明

    假设现在student表中只有一条由事务id8事务插入一条记录:

    MVCC只能在READ COMMITTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作。接下来看一下READ COMMITTEDREPEATABLE READ所谓的生成Readview的时机不同到底不同在哪里。

    5.1 READ COMMITTED

    隔离级别下:

    READ COMMITTED:每次读取数据前都生成一个ReadView

    现在有两个事务id分别为10、20的事务在执行:

    说明:事务执行过程中,只有在第一次真正修改记录时(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。所以我们才在事务2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 COMMITED隔离级别的事务开始执行:

    这个SELECT1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_id10, low_limit_id21 , creator_trx_id0
    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,我们把事务id10的事务提交一下:

    然后再到事务id20的事务中更新一下表studentid1的记录:

    此刻,表student中id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id为1的记录,如下:

    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tr×_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 CONMMITTED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,具体流程我们就不分析了。

    5.2 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。

    比如,系统里有两个事务id分别为10、20的事务在执行:

    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REPEATABLE READ隔离级别的事务开始执行:

    此时执行过程与read committed相同

    然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找id为1的记录,如下:

    这个SELECT2的执行过程如下:

    步骤1: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: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’宋八’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,而trx_ids列表中是包含值为10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’李四’的版本也不符合要求。继续跳到下个版本。
    步聚5∶下一个版本的列name的内容是’张三’,该版本的trx_id值为80,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c为‘张三’的记录。
    两次SELECT查询得到的结果是重复的,记录的列c值都是’张三’,这就是可重复读的含义。如果我们之后再把事务id为20的记录提交了,然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级刷的事务中继续查找这个id为1的记录,得到的结果还是’张三’,具体执行过程大家可以自己分析一下。

    5.3 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。

    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的内容如下: trx_ids=[20, 30 ] ,up_limit_id=20 , low_limit_id=31 , creator_trx_id=20。

    因为表student只有一条符合条件 where id>=1 的数据,所以会被查询出来。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,其他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。

    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。
    1)首先 id=1的这条数据,前面已经说过了,可以被事务A看到。
    2)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他事务提交的,所以这条数据不能让事务A看到。
    3)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的可重复续隔离级别下,不存在幻读问题。

    以上就是MySQL多版本并发控制MVCC实例分析的详细内容,更多请关注www.sxiaw.com其它相关文章!