十七、mysql——多版本并发控制（MVCC）
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文章目录
- 一、什么是MVCC
- 二、快照读与当前读
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- 2.1快照读
- 2.2 当前读
- 三、复习
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- 3.1 再谈事务隔离级别
- 3.2 隐藏字段、UndoLog版本链
- 四、MVCC实现原理之ReadView
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- 4.1什么是ReadView
- 4.2设计思路
- 4.3 ReadView的规则
- 4.4 MVCC整体操作流程
- 五、举例说明
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- 5.1 READ COMMITTED 隔离级别下
- 5.2 REPEATABLE READ隔离级别下
- 5.3 如何解决幻读
- 六、总结
一、什么是MVCC
MVCC，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执行的行，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。这里讲解的是InnoDB中的MVCC的实现机制。
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。不解锁的简单select都属于快照读，即不加锁的非阻塞读；比如：
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，而又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，串行级别的快照读会退化为当前读。
2.2 当前读
当前读取的是历史的最新版本(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，或对数据进行增删改都会进行当前读。比如：
SELECT …FROM student LOCK IN SAHRE MODE;
三、复习
3.1 再谈事务隔离级别
我们知道事务有4个个隔离级别（SQL标准中），可能存在3种并发问题：
在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，如果仅仅从定义的角度看，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，但是这样以来就会大幅降低数据库的并发能力。（MYSQL中的隔离级别，采用MVCC解决了可重复读隔离级别下并发事务的幻读问题，一定要注意和SQL标准的区别）
MVCC可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的方式解决不可重复读和幻读问题！它可以在大多数情况下代替行级锁，降低系统的开销。
3.2 隐藏字段、UndoLog版本链
回顾一下undo日志的版本链，对于InnoDB的存储引擎来说，它的聚簇索引中包含了两个必要的隐藏列。
- 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复制给trx_id隐藏列
- roll_pointer ：每次对某条聚簇索引进行改动时，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，可以通过它来找到当前记录修改前的信息。
举例：student表数据如下
假设该记录的事务id为8，那么此条记录的示意图如下所示：
insert uodo 只在事务回滚时起作用，当事务提交后，该类型的undo日志就没用了，它占用的undo log segment也会被回收（也就是说该undo日志占用的Undo页面列表要么被回收，要么被释放）
假设两个事务的id分别是10、20的事务对这条记录进行UPDATE操作，操作流程如下：
能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？不能，这不就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据，脏写。
InnoDB使用锁来保证不会有脏写的情况发生，也就是在第一个事务更新某条记录后，就会给这条记录加锁，另一个事务再次更新时就需要等待第一个事务提交，把锁释放之后才能提交。
每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个roll_pointer属性（INSERT 操作对应的undo日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），也可以将这些undo日志都连起来，串成一个链表：
对该记录进行更新后，都会将旧值放到一条undo日志中，就算是该记录的旧版本，随着更新次数增多，所有的版本都会被roll_pointer属性连成一个链表，我们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。
每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id
四、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。
ReadView就是事务在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的视图读。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ID("活跃"指的就是，启动了但还未提交)
4.2设计思路
使用READ UNCOMMITED 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 COMMITED 和 REPEATABLE 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。假设另一个事务已经修改了记录但尚未提交，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下一个版本链中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主要包含4个比较重要的内容，分别如下：
1.creator_trx_id，创建这个Read View 的事务ID。
说明:只有在对表中的记录在改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id都默认为0；
2.trx_ids，表示在生成ReadVIew时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
3.up_limit_id，活跃的事务中最小的事务id。
4.low_limit_id，表示生成ReadView时系统中应该分配下一个事务的id值。low_limit_id是系统中最大的事务id值，这里要注意是系统中的事务id，需要区别于正在活跃的事务ID。
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1，2，3这三个事务，之后id为3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4。
4.3 ReadView的规则
有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下面判断某个记录的版本是否可见。
- 如果被访问的版本的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记录访问。
- 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。
- 如果被访问的版本的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_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
了解了这些概念后，我们来看一下当查看一条记录时，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，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上面的步骤判断可见性，以此类推，直到找到版本链的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该该记录对应对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。
InnoDB中，MVCC是通过Undo Log+Read View进行数据读取，Undo Log保存了历是快照，而ReadView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 查询都会获取一次 Read View。
如表所示：
注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次Read View，这时如果Read View不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况
当隔离级别为可重复读的时候，就比避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次SELECT的时候会获取一次Read View，而后面的所有SELECT都会复用这个Read View，如下表所示：
五、举例说明
假设现在student表中只有一条由事务id为8的事务插入的一条记录：
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 COMMITTED和REPEATABLE 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分别是10、20的事务在执行：
事务在执行过程中，只有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。所以我们踩在事务2中更细一些别的表的记录，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 COMMITTED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_liimit_id 为10，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的内容就是‘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内容是‘李四’，该版本的trx_idz的值也是10，也在trx_ids中，也不要求，继续跳到下一个版本。
步骤4：下一个版本的name是‘张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值为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，我们把这个事务id为10的事务提交一下：
然后再到事务id为20的事务中更新一下表student中id为1的记录：
此时，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这个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语句时会单独先生成一个ReadView，该ReadView的trx_ids列表的内容就是[20]，up_liimit_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的内容就是‘宋八’，该版本的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内容是‘钱七’，该版本的trx_idz的值也是20，也在trx_ids中，也不要求，继续跳到下一个版本。
步骤4：下一个版本的name是‘王五’，该版本的trx_id值为10，小于ReadView中的up_limit_id值为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。
依次类推，如果之后事务id为20的记录也提交了，再次使用READ COMMITTED隔离级别的事务中查询student中id为1的记录时，得到的结果就是’宋八‘了，具体流程就不分析了。
强调：使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每一次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。
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。
比如系统表里有两个事务id分别是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：
这个SELECT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_liimit_id 为10，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的内容就是‘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内容是‘李四’，该版本的trx_idz的值也是10，也在trx_ids中，也不要求，继续跳到下一个版本。
步骤4：下一个版本的name是‘张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值为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id为10的事务提交一下，就像这样：
然后再到事务id为20的记录中更新一下表student中id为1的记录：
此刻，表student中id为1的记录版本链长这样：
然后再到REPEATABLE READ隔离级别的事务中查找这个id为1的记录，如下：
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语句时已经生成一个ReadView，所以此时直接复用之前的ReadView，ReadView的trx_ids列表的内容就是[10,20]，up_liimit_id 为10，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的内容就是‘宋八’，该版本的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内容是‘钱七’，该版本的trx_idz的值也是20，也在trx_ids中，也不符合要求，继续跳到下一个版本。
步骤4：下一个版本的name是‘王五’，该版本的trx_id值为10，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本也不符合要求，同理下一个版本’李四‘也是。
步骤5：下一个版本的name是‘张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值为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。
两次SELECT查询得到的结果是重复的，记录的列c的值都是’张三‘，这就是可重复读的含义。如果我们之后再把这个事务id为20的事务提交了，然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中查找这个id为1的记录，结果得到的还会是’张三‘。
5.3 如何解决幻读
InnoDB是如何解决幻读的。
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生辰一个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;
此时由于表student中只有一条数据，且符合where id>=1的条件，因此会查询出来。然后根据ReadView机制，发现该行trx_id=10，小于事务A的ReadView中的up_limit_id,这里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，能读取到一条记录，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，根据可重复读的隔离级别的规则，此时事务A并不会重新生成ReadView。此时表student中的3条数据都满足where id >=1的条件，因此会先查询出来。然后根据ReadView规则，判断每条数据是不是都可以被事务A看到：
1）首先id=1这条数据，前面说了，可以被事务A看到。
2）然后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，因此还是需要判断30是否处于trx_ids中，由于事务A的trx_ids=[20,30]，因此在数组内，着表示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 = 30也不能被看到
结论：最终事务A在第二次查询，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MySQL在可重复读隔离级别下，不存在幻读。
六、总结
这里介绍了MVCC在READ COMMITTED和REPEATABLE READ这两种隔离级别的事务在执行快照读操作时访问记录的版本链过程。这样使不同的事务的“读—写”、“写—读”操作并发执行，从而提升系统效率。
核心点在于ReadView的原理，READ COMMITTED、REPEATABLE READ这两个隔离级别的一个很大的不同就是生成ReadView的时机不同：
- READ COMMITTED 在每一次进行普通SELECT 操作前都会生成一个ReadView
- REPEATABLE READ 只有在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView就好了。
说明：我们之前说DELETE语句或者更新主键的UPDATE语句并不会立即把对应的记录从页面删除，而是执行一个所谓的delete mark 操作，相当于只是在记录上打一个删除标记，这主要是为MVCC服务的。
通过MVCC我们可以解决：
1.读写之间的阻塞问题。通过MVCC可以让读写互不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，这样就可以提升事务并发处理能力。
2.降低了死锁的频率。这是因为MVCC采用了乐观锁的方式，读取数据并不需要加锁，对于写操作，也只锁定必要的行。
3.解决快照读问题。当我们查询数据库在某个时间点的快照读时，只能看到这个时间点之前事务提交更新的结果，而不能看到这个时间点之后事务提交的更新结果。