MySQL从MVCC到ReadView

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剖析InnoDB的MVCC的实现原理

从问题出发

有 student 表存在，且 stu_name 字段的初始值都为 AAAAAA

​ 假设下表A连接与B连接按照序号1 -> 5，执行，那么步骤3 、步骤5查询出的值分别是多少？ 将答案写在纸上，本文将解答你的疑惑，了解问题本质

序号 A连接-事务A B连接
1 start transaction;
2 update student set stu_name = “CCCCCC” where stu_id = 1;
3 select stu_name from student where stu_id = 1;
4 update student set stu_name = “CCCCCC” where stu_id = 2;
5 select stu_name from student where stu_id = 2;
6 commit;

先了解事务隔离级别

  • Read Uncommitted (读未提交)：事务未提交的数据，对其他事务可见
    • 问题：脏读-A事务读到了B事务修改的未提交的数据
  • Read Committed (读已提交)：事务只能看见已经提交的数据
    • 问题：不可重复读-A事务每次查询，都得到最新的已经提交的数据，造成两次查询的结果不一致
  • Repeatable Read (可重复读)：事务中读取同一行的数据，得到的数据是一致的
    • 问题：幻读-A事务如果是范围查询后，B事务又在该范围内插入数据，A事务将会查询到B事务插入的数据
  • Serializable (可串行化)：强制事务串行化执行，将读取到的每一行加锁，占用资源较大
    • 问题：慢

注：事务间的隔离性本质上是通过读写锁来实现，不在本文讨论范围内，可以阅读附录推荐了解

InnoDB默认事务隔离级别是REPEATABLE READ (可重复读),而这种事务的隔离级别会导致幻读， InnoDB采用了MVCC(多版本并发控制)来解决了这个问题。

MVCC(多版本并发控制)

Multi-Version Concurrency Control

表的隐藏字段

InnoDB引擎会为数据库中的每一行添加如下隐藏的列

  • DB_TRX_ID：行最新更新时，全局事务ID的值，单调递增
  • DB_ROLL_PTR：回滚指针，undo log回滚时，用来找寻回滚版本的指针
  • DB_ROW_ID：行唯一ID，在表有主键时不出现在任何索引中

binlog、redolog与undolog

binlog：记录MySQL的数据变动语句，MySQL服务层实现，根据设置参数刷新进磁盘中，以二进制文件存储，一般用于主从复制、数据恢复

redolog：Innodb特有，提高性能

  • redo log buffer：内存容量，事务提交可以直接存放在内存中，根据设置参数刷新进磁盘中

  • redo log file：磁盘上的日志文件，MySQL异常重启后，根据此文件将未提交的事务数据进行重做

注：不论是binlog或redolog都有日志丢失的风险，生产注意将sync_binlog、innodb_flush_log_at_trx_commit两个参数的设置，都设置为1可以分别防止日志丢失

undolog：Innodb实现MVCC的方式，控制数据的可见性

来看看更新语句的undolog记录，假设stu_id=1时，stu_name的 初始值为aaaaaa

序号 语句
开启事务 start transaction;
第一步 update student set stu_name = “bbbbbb” where stu_id = 1;
第二步 update student set stu_name = “cccccc” where stu_id = 1;
第三步 update student set stu_name = “dddddd” where stu_id = 1;
提交事务 commit;

undo log 如下图所示：

可以看到，每一个DB_ROLL_PTR的值，都是上一个行版本DB_TRX_ID的值,只要通过最新的一行，就能通过这两个参数找到本次事务所有的数据变动，构成了数值变动的版本链，这个版本链的作用就是:

控制版本链的哪个版本针对哪个事务是可见的

ReadView

作用

当前事务的ReadView和 undo log 的版本链里面的DB_TRX_ID进行一定规则的比对，从版本链中最新的版本开始比对，直到找到可见的版本为止

如何比对

ReadView就是一个Class类，有如下字段：

m_ids：ReadView创建时，活跃读写事务ID列表

m_low_limit_id：ReadView创建时，活跃事务里面，最小的事务ID

m_up_limit_id：ReadView创建时，活跃事务里面，最大的事务ID + 1

m_creator_trx_id：ReadView创建者自身事务ID，仅开启事务是没有事务id的，默认为0，第一条语句执行后才会被赋予真正的值

比对说明

  • DB_TRX_ID = creator_trx_id：可见（当前事务可以看见自己修改的数据）

  • DB_TRX_ID < m_low_limit_id 时 : 可见（生成ReadView时，该事务已经提交）

  • DB_TRX_ID >= m_up_limit_id 时 :不可见（生成ReadView时，该事务还未创建）

  • m_low_limit_id <= DB_TRX_ID < m_up_limit_id时

  • DB_TRX_ID 在 m_ids 列表里面 ：不可见（生成ReadView时，活跃事务还未提交）

  • DB_TRX_ID 不在 m_ids 列表里面 ：可见（生成ReadView时，事务已经提交）

什么时候生成ReadView

什么时候生成和MySQL的事务隔离级别有关

  • Read Committed (读已提交)：开启事务后，每次读请求都会创建一份新的ReadView将旧的替换
  • Repeatable Read (可重复读)：开启事务后，仅第一次读请求创建一次，直到事务结束

回到问题本身

答案是：因为MySQL有不同的隔离级别，造成ReadView生成规则不一致，造成有有两种不同的结果

序号 A连接-事务A B连接
1 start transaction;
2 update student set stu_name = “CCCCCC” where stu_id = 1;
3 select stu_name from student where stu_id = 1;
4 update student set stu_name = “CCCCCC” where stu_id = 2;
5 select stu_name from student where stu_id = 2;
6 commit;

REPEATABLE-READ (可重复读)

  • 序号3值：CCCCCC
  • 序号5值：AAAAAA

READ-COMMITTED(读已提交)

  • 序号3值：CCCCCC
  • 序号5值：CCCCCC

补充

MVCC在Read Uncommitted (读未提交)和Serializable (可串行化)下不工作，因为前者总是读取最新的数据行，后者会对所有读取的数据行加锁，也就不存在并发问题

参考文献