MySQL的InnoDB存储引擎对MVCC的实现

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一、一致性非锁定读

对于一致性非锁定度的实现,通常的方式是加一个版本号或者时间戳,在更新数据的时候版本号+1或者更新时间戳。查询时,将当前可见的版本号与对应记录的版本号做对比,如果记录的版本号小于可见版本,则表示该记录可见。

InnoDB存储引擎中,多版本控制就是对一致性非锁定读的实现。如果读取的行正在执行delete或者update操作,这时候读取操作不会去等待行释放锁,而是会去读取行的一个快照数据,对于这种读取历史数据的方式,叫做快照度。

可重复读读取已提交两个隔离级别下,如果是执行普通的select语句(不包括select ... lock in share mode, select ... for update)则会使用一致性非锁定读

并且在可重复读MVCC 实现了可重复读和防止部分幻读。

二、锁定读(当前读)

如果执行的是下面语句,就是锁定读

  • select ... lock in share mode
  • select ... for update
  • insertupdatedelete操作

在锁定读下,读取的是数据的最新版本,这种读也被称为当前读。锁定读会对读取到的记录加锁:

  • select ... lock in share mode:对记录加S锁,其他事务也可以加S锁,如果加X锁则会被阻塞。
  • select ... for updateinsertupdatedelete:对记录加X锁,且其他事务不能加任何锁。

在一致性非锁定读下,即使读取的数据已经被其它事务加上了X锁,记录也是可以被读取的,读取的是快照数据。上面说了在可重复读隔离级别MVCC防止了部分幻读,这个部分是指在一致性锁定读情况下,只能读取到第一次查询之前插入的数据(根据Read View判断数据可见性,Read View在第一次查询时生成)。但是如果是当前读,每次读取的都是最新数据,这个如果两次查询中间有其他事物插入数据就可以产生幻读。所以InnoDB可重读时,如果当前执行的是当前读,则会对读取的记录使用Next-Key Lock,来防止其他事物在间隙间插入数据。

快照读和当前读栗子

开启A和B两个会话。

首先在A会话中查询user_id = 1user_name的记录:

begin;

select user_name from t_user where user_id = 1;

查询出来的结果是:user_name = '张三'

然后再B会话对user_id = 1user_name进行修改:

update t_user set user_name = '李四' where user_id = 1;

然后再回到A会话继续做查询操作:

select user_name from t_user where user_id = 1;

select user_name from t_user where user_id = 1 for update;

select user_name from t_user where user_id = 1 lock in share mode;

三条数据查询出来的结果分别是:user_name = '张三'user_name = '李四'user_name = '李四'

可以看出A会话中的第一条查询是快照读,读取到的当前事务开启时的数据记录,后面两个查询是当前读,读取到的是最新数据。

三、InnoDB对MVCC的实现

MVCC(Multi-Version Concurrency Control) 多版本并发控制。

MVCC的实现主要依赖于:隐藏字段、Read Viewundo log。在内部实现中通过数据行的DB_TRX_IDRead View来判断数据的可见性,如不可见,则通过数据行的DB_ROLL_PTR找到undo log中的历史版本。每个事务读取到的数据版本可能是不一致的,在同一个事务中,用户只能看到该事务创建Read View之前已经提交的修改或者该事务本身做的修改。

隐藏字段

在内部,InnoDB存储引擎为每行数据添加了三个隐藏字段,如下:

  • DB_TRX_ID(6字节):表示最后一次插入或者更新改行的事务id,当我们要开始一个事务时,会向InnoDB的事务系统申请一个事务id,这个事务id是一个严格递增且唯一的数字,当前行是被哪个事务修改的,就会把对应的事务id记录在当前行中。对于delete操作会在记录头Record header中的delete_flag字段将其标记为已删除。
  • DB_ROLL_PTR(7字节):回滚指针,这个回滚指针指向一个undo log日志的地址,可以通过undo log日志放这条记录恢复到历史版本,如果该行未被更新,则为空。
  • DB_ROW_ID(6字节):行id,用来唯一标识一行数据,如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时,会使用该id来当主键生成聚簇索引。
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Read View

class ReadView {
    private:
        trx_id_t m_low_limit_id;   /*大于等于这个id的事务均不可见*/
        trx_id_t m_up_limit_id;    /*小于这个id的事务均可见*/
        trx_id_t m_creator_trx_id; /*创建该Read View的事务id*/
        trx_id_t m_low_limit_no;   /*事务Number, 小于该Number的Undo log均可以被purge*/
        ids_t m_ids;               /*创建该Read View时的活跃事务列表*/
        m_closed;                   /*标记Read View是否关闭*/
}

Read View主要是用来做可见性判断,里面保存了“当前对本事务不可见的其他活跃事务”。

主要有以下字段:

  • m_low_limit_id:目前出现过的最大事务id+1,即下一个将为分配的事务id,大于等于这个id的数据版本均不可见。
  • m_up_limit_id:活跃事务列表m_ids中最小的事务id,如果m_ids为空,则为m_low_limit_id,小于这个id的数据版本均可见。
  • m_idsRead View创建时其他未提交活跃事务ID列表。创建Read View时,将当前未提交事务id记录下来,后续即使他们修改了记录行的值,对于当前事务也是不可见的。m_ids不包括当前事务自己和已提交的事务。
  • m_creator_trx_id:创建该Read View的事务id。
事务可见性示意图

undo log

undo log主要有两个作用:

  • 将事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子。
  • 另一个作用是MVCC,当读取记录时,若该条记录被其他事务占用或者当前版本对该事务不可见时,则可以通过undo log读取之前的版本数据,实现非锁定读。

InnoDB存储引擎中undo log分为了两种:insert undo logupdate undo log

  • insert undo log:在insert 操作中产生的undo log。因为insert操作的记录只对事务本身可见,对其他事务不可见,所以insert undo log可以在事务提交后直接删除。不需要purge操作。

    insert时数据初始化状态:

  • update undo logupdate或者delete操作中产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制,因此不能在事务提交后就进行删除。提交时放入undo log链表,等待purge线程进行最后的删除。

    数据第一次被修改时:

    数据第二次被修改时:

不同事务或者相同事务对同一记录进行的修改,会使该行记录的undo log成为一条链表,链首就是最新的记录,链尾就是最早的旧记录。

数据可见性算法

InnoDB存储引擎中,创建一个新事务后,执行每个select语句前都会创建一个快照(Read View),快照中保存了当前数据库所有正在处于活跃的事务(没有提交)id。说简单点就是保存了不应该被当前事务所能见的其他事务id(即m_ids)。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候,InnoDB会将该记录行的DB_TRX_IDRead View中的当前事务事务id进行比较,判断是否满足可见条件。

具体的比较算法源码如下:图源

  1. 如果记录DB_TRX_ID < m_up_limit_id表示最新修改的该行事务在当前事务创建快照之前就已经提交了,所以改行记录的值对当前事务是可见的。
  2. 如果记录DB_TRX_ID >= m_low_limit_id表示最新修改的行事务在当前事务创建快照之后再才修改该行,所以该记录行的值对当前事务是不可见的,跳到步骤5。
  3. md_ids为空,说明在当前事务创建快照之前,修改该行的事务就已经提交了,所以该记录行的值对所有事务都可见。
  4. 如果m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_low_limit_id ,表明最新修改行的事务在当前事务创建快照时可能处于“活跃状态”或者“已提交状态”。所以要对活跃事务列表m_ids进行查找(源码中用的二分查找法):

    • 如果在活跃事务列表m_ids能找到DB_TRX_ID说明:①在当前事务创建快照时,改行记录的值被事务DB_TRX_ID的事务修改了,但没有提交;或者②在当前事务创建快照后,该记录行的值被ID为DB_TRX_ID的事务修改了,这些情况下这个记录行的值对当前事务是不可见的。跳到步骤5。
    • 如果在活跃事务列表m_ids找不到,说明DB_TRX_ID的事务在修改该记录行的值在当前事务创建快照前已经提交了,所以该行记录的值对当前事务是可见的。
  5. 在该行记录的DB_ROLL_PTR执行所指向的undo log取出快照数据,用快照数据的DB_TRX_ID跳到步骤1重新开始判断直到找到满足的快照版本或返回空。
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四、读取已提交(RC)和可重复(RR)隔离级别下MVCC的差异。

在事务隔离级别RCRR下,InnoDB存储引擎使用MVCC生成的Read View的时机不同。

  • RC隔离级别下每次 select查询前都生成一个Read Viewm_ids列表)。
  • RR隔离级别下只在事务开始后第一次select数据前生成一个Read Viewm_ids列表)。

五、MVCC解决不可重复读问题

虽然RCRR都通过MVCC来读取快照数据,但是由于生成Read View时机不同,从而在RR级别下实现可重复读。

举个例子:

事务101 事务102 事务103
T1 begin;
T2 begin; begin;
T3 update user set name = ‘张三’ where id = 1;
T4 update user set name = ‘李四’ where id = 1; select * from user where id = 1;
T5 commit; update uset set name = ‘王五’ where id = 1;
T6 select * from user where id = 1;
T7 update uset set name = ‘赵六’ where id = 1;
T8 commit;
T9 select * from user where id = 1;
T10 commit;

在RC下Read View生成情况

  • 假设时间线来到T4,那么此时数据行 id = 1的版本链为:

    由于RC级别下每次查询都会生成Read View,并且事务101、102没有提交,此时103事务生成的Read View中活跃事务为m_ids为[101,102],m_low_limit_id为104,m_up_limit_id为101,m_creator_id为103。

    • 此时最新记录的DB_TRX_ID为101,所以m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_low_limit_id,所以要在m_ids列表中查找,发现DB_TRX_ID存在列表中,所以这个记录不可见。
    • 根绝DB_ROLL_PTR找到undo_log中上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID还是101不可见。
    • 继续找上一条DB_TRX_ID为1,满足1 < m_up_limit_id所以可见,所以事务103查询的数据为name = 菜花
  • 假设时间线来到T6,数据的版本链为:

    因为在RC级别下,重新生成Read View,此时事务101已经提交,102事务未提交,所以此时Read View中活跃的事务m_ids为[102],m_low_limit_id为104,m_up_limit_id为102,m_creator_id为103。

    • 此时最新记录的DB_TRX_ID为102,m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_up_limit_ud,所以要在m_ids中查找,发现DB_TRX_ID存在列表中,那么这个记录不可见。
    • 根据DB_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID为101,满足101 < t_up_limit_id,所以记录可见,所以在T6时间点查询到的数据为name = 李四 ,与时间T4查询到的结果不一致,发生了不可重复读。
  • 假设时间先来到T9,数据的版本链为:

    • 因为在RC级别下,重新生成Read View,此时事务101、102都已经提交,所以m_ids为空,则m_up_limit_id = m_low_limit_id = 104,最新版本事务ID为102,满足102 < m_up_limit_id,所以可见,查询结果为name = 赵六
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总结:在RC隔离级别下,事务在每次查询的开始都会生成Read View,所以导致不可重复读。

在RR选Read View生成情况

在可重复读级别下,只会在事务开始后的第一次读取数据是生成一个Read View(m_ids)。

  1. 假设时间线来到T4,那么此时数据行 id = 1的版本链为:

    在执行当前select语句时生成一个Read View,事务101,102未提交,此时m_ids为[101,102],m_low_limit_id为104,m_up_limit_id为101,m_creator_trx_id为103

    此时和RC级别下一样:

    • 最新记录的 DB_TRX_ID 为 101,m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id,所以要在 m_ids 列表中查找,发现 DB_TRX_ID 存在列表中,那么这个记录不可见
    • 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录,上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101,不可见
    • 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花
  2. 假设时间线来到T6,那么此时数据行 id = 1的版本链为:

    因为在RR级别下只会生成一次Read View,所以此时m_ids还是为[101,102],m_low_limit_id为104,m_up_limit_id为101,m_creator_trx_id为103

    • 最新记录DB_TRX_ID为102,满足m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id,且在m_ids中存在102,所以这个记录不可见。
    • 根据BD_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本,上一条记录的DB_TRX_ID为101,和上面一样,不可见。
    • 继续根据DB_ROLL_PTR找到undo log的中上一版本记录,上一条记录的DB_TRX_ID还是101,还是不可见。
    • 继续找上一条DB_TRX_UD为1,满足1 < m_up_limit_id,可见,所以事务103查询到的数据为name=菜花,和T4查询出来的结果一样,避免了不可重复。
  3. 假设时间线来到T9,那么此时数据行 id = 1的版本链为:

    此时情况和T6完全一样,由于已经生成了 Read View,此时依然沿用 m_ids :[101,102] ,所以查询结果依然是 name = 菜花

总结:在RR级别下只会在事务开始后的第一次查询生成Read View,所以可以避免不可重复的现象。

六、MVCC+Next-key Lock防止幻读

InnoDB存储引擎在RR级别下通过MVCCNext-key Lock来解决幻读问题:

  1. 执行普通select,此时会以MVCC快照读的方式读取数据

    在快照读的情况下,RR隔离级别只会在事务开始后的第一次查询生成Read View,并使用至事务提交。所以在生成Read View之后其它事务所做的更新、插入记录版本对当前事务并不可见,实现了可重复读和防止快照读下的“幻读”。

  2. 执行select for update/lock int share mode、insert、update、delete等当前读

    在当前读下,读取的都是最新的数据,如果其它事务有插入新的记录,并且刚好在当前事务查询范围内,就会产生幻读。InnoDB使用Next-key lock来防止这种情况,在执行当前读时,会锁定读取到的记录,同时也会锁定它们的间隙,防止其它事务在查询范围内插入数据,只要我不让你插入,就不会发生幻读。

参考:https://javaguide.cn/database…


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