mysql的mvcc实现原理详解_Mysql MVCC实现原理解析（仅学习）

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

InnoDB通过为每一行记录添加两个额外的隐藏的值来实现MVCC，这两个值一个记录这行数据何时被创建，另外一个记录这行数据何时过期(或者被删除)。但是InnoDB并不存储这些事件发生时的实际时间，相反它只存储这些事件发生时的系统版本号(LSN)。这是一个随着事务的创建而不断增长的数字。每个事务在事务开始时会记录它自己的系统版本号。每个查询必须去检查每行数据的版本号与事务的版本号是否相同。

Undo log是MySQL Innodb引擎的日志的一种，记录了老版本的数据。

Undo log是Innodb MVCC重要组成部分，InnoDB的MVCC就是基于Undo log实现的。

当我们对数据进行操作的时候，就会产生undo记录，Undo记录默认记录在系统表空间(ibdata)中，从MySQL 5.6开始，Undo使用的表空间可以分离为独立的Undo log文件。

在Innodb当中，INSERT操作在事务提交前只对当前事务可见，Undo log在事务提交后即会被删除，因为新插入的数据没有历史版本，所以无需维护Undo log。而对于UPDATE、DELETE，责需要维护多版本信息。

在InnoDB当中，UPDATE和DELETE操作产生的Undo log都属于同一类型：update_undo。(update可以视为insert新数据到原位置，delete旧数据，undo log暂时保留旧数据)

Undo log的作用

有了MVCC，InnoDB就能实现一致性非锁定读。

举个例子：

Session1(以下简称S1)和Session2(以下简称S2)同时访问(不一定同时发起，但S1和S2事务有重叠)同一数据A，S1想要将数据A修改为数据B，S2想要读取数据A的数据。

如果没有MVCC，那么事情的发展可能是这样的：

S1先执行，修改数据A，数据页被锁，S2等待A修改完后读取新的数据。

S2先执行，读取数据A，数据页被加读锁 ，S1想要加X锁失败，等待S2读取完毕后，修改数据A。

S1、S2同时加锁，互斥，进入spin状态再重试，直到有一方加锁成功，后重现1或2。

如果，并发访问量不是2，而是两百、两千呢？

这无疑对数据库的性能有着非常严重的影响。

所以，InnoDB存储引擎通过多版本控制的方式来读取当前执行时间数据库中行的数据，如果读取的行正在执行DELETE或UPDATE操作，这是读取操作不会因此等待行上锁的释放。相反的，InnoDB会去读取行的一个快照数据(Undo log)。

在InnoDB当中，要对一条数据进行处理，会先看这条数据的版本号是否大于自身事务版本(非RU隔离级别下当前事务发生之后的事务对当前事务来说是不可见的)，如果大于，则从历史快照(undo log链)中获取旧版本数据，来保证数据一致性。

而由于历史版本数据存放在undo页当中，对数据修改所加的锁对于undo页没有影响，所以不会影响用户对历史数据的读，从而达到非一致性锁定读，提高并发性能。

innodb MVCC主要是为Repeatable-Read事务隔离级别做的。在此隔离级别下，A、B客户端所示的数据相互隔离，互相更新不可见

了解innodb的行结构、Read-View的结构对于理解innodb mvcc的实现由重要意义

innodb存储的最基本row中包含一些额外的存储信息 DATA_TRX_ID，DATA_ROLL_PTR，DB_ROW_ID，DELETE BIT

6字节的DATA_TRX_ID 标记了最新更新这条行记录的transaction id，每处理一个事务，其值自动+1

7字节的DATA_ROLL_PTR 指向当前记录项的rollback segment的undo log记录，找之前版本的数据就是通过这个指针

6字节的DB_ROW_ID，当由innodb自动产生聚集索引时，聚集索引包括这个DB_ROW_ID的值，否则聚集索引中不包括这个值.，这个用于索引当中

DELETE BIT位用于标识该记录是否被删除，这里的不是真正的删除数据，而是标志出来的删除。真正意义的删除是在commit的时候.

具体的执行过程

begin->用排他锁锁定该行->记录redo log->记录undo log->修改当前行的值，写事务编号，回滚指针指向undo log中的修改前的行

上述过程确切地说是描述了UPDATE的事务过程，其实undo log分insert和update undo log，因为insert时，原始的数据并不存在，所以回滚时把insert undo log丢弃即可，而update undo log则必须遵守上述过程

下面分别以select、delete、 insert、 update语句来说明

SELECT

Innodb检查每行数据，确保他们符合两个标准：

1、InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是数据行的版本必须小于等于事务的版本)，这确保当前事务读取的行都是事务之前已经存在的，或者是由当前事务创建或修改的行

2、行的删除操作的版本一定是未定义的或者大于当前事务的版本号，确定了当前事务开始之前，行没有被删除

符合了以上两点则返回查询结果。

INSERT

InnoDB为每个新增行记录当前系统版本号作为创建ID。

DELETE

InnoDB为每个删除行的记录当前系统版本号作为行的删除ID。

UPDATE

InnoDB复制了一行。这个新行的版本号使用了系统版本号。它也把系统版本号作为了删除行的版本。

说明

insert操作时 “创建时间”=DB_ROW_ID，这时，“删除时间 ”是未定义的；

update时，复制新增行的“创建时间”=DB_ROW_ID，删除时间未定义，旧数据行“创建时间”不变，删除时间=该事务的DB_ROW_ID；

delete操作，相应数据行的“创建时间”不变，删除时间=该事务的DB_ROW_ID；

select操作对两者都不修改，只读相应的数据

对于MVCC的总结

上述更新前建立undo log，根据各种策略读取时非阻塞就是MVCC，undo log中的行就是MVCC中的多版本，这个可能与我们所理解的MVCC有较大的出入，一般我们认为MVCC有下面几个特点：

每行数据都存在一个版本，每次数据更新时都更新该版本

修改时Copy出当前版本随意修改，各个事务之间无干扰

保存时比较版本号，如果成功(commit)，则覆盖原记录；失败则放弃copy(rollback)

就是每行都有版本号，保存时根据版本号决定是否成功，听起来含有乐观锁的味道，而Innodb的实现方式是：

事务以排他锁的形式修改原始数据

把修改前的数据存放于undo log，通过回滚指针与主数据关联

修改成功(commit)啥都不做，失败则恢复undo log中的数据(rollback)

二者最本质的区别是，当修改数据时是否要排他锁定，如果锁定了还算不算是MVCC？

Innodb的实现真算不上MVCC，因为并没有实现核心的多版本共存，undo log中的内容只是串行化的结果，记录了多个事务的过程，不属于多版本共存。但理想的MVCC是难以实现的，当事务仅修改一行记录使用理想的MVCC模式是没有问题的，可以通过比较版本号进行回滚；但当事务影响到多行数据时，理想的MVCC据无能为力了。

比如，如果Transaciton1执行理想的MVCC，修改Row1成功，而修改Row2失败，此时需要回滚Row1，但因为Row1没有被锁定，其数据可能又被Transaction2所修改，如果此时回滚Row1的内容，则会破坏Transaction2的修改结果，导致Transaction2违反ACID。

理想MVCC难以实现的根本原因在于企图通过乐观锁代替二段提交。修改两行数据，但为了保证其一致性，与修改两个分布式系统中的数据并无区别，而二提交是目前这种场景保证一致性的唯一手段。二段提交的本质是锁定，乐观锁的本质是消除锁定，二者矛盾，故理想的MVCC难以真正在实际中被应用，Innodb只是借了MVCC这个名字，提供了读的非阻塞而已。