深入理解隔离性(MVCC，快照，undo log，Read View)

目录

1.读-写 

2. 3个记录隐藏列字段 

3.undo日志

4.MVCC 

5.Read View 

6.RR 与 RC的本质区别 

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数据库并发场景有三种

• 读-读 ：不存在任何问题，也不需要并发控制
• 读-写 ：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
• 写-写 ：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

        

1.读-写 

①多版本并发控制（ MVCC ）是一种用来解决 读-写冲突 的无锁并发控制

②所谓的事务并发指的是：多个事务，先后不同时期到来，大家都没有退出，可能在一定的

时间间隔之内有多个事物同时在运行。

③为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题

• 在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
• 同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题

④理解 MVCC 需要知道三个前提知识：

• 3个记录隐藏字段
• undo 日志
• Read View

                        

2. 3个记录隐藏列字段 

• DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
• DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）
• DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以 DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引
• 补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了。

①假设测试表结构 : 

mysql> create table if not exists student( 
      name varchar(11) not null, 
      age int not null 
      ); 

mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28); 
Query OK, 1 row affected (0.05 sec) 

mysql> select * from student; 
+--------+-----+
| name | age | 
+--------+-----+ 
| 张三 | 28 | 
+--------+-----+ 
1 row in set (0.00 sec)

                 

②select 描述的意思是：

name	age	DB_TRX_ID(创建该记录的事务ID)	DB_ROW_ID(隐式主键)	DB_ROLL_PTR(回滚指针针)
张三	28	null	1	null

• 我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1；第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。

                        

                                 

3.undo日志

• 不细讲，但是有一件事情得说清楚， MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。
• 我们这里理解undo log，简单理解成，就是 MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。

        

                

                

4.MVCC 

• 把原数据拷贝一份作为历史记录，然后可以在原数据修改，回滚时拷贝的数据覆盖到原来的数据。

(1)现在有一个事务 10( 仅为了好区分 ) ，对 student 表中记录进行修改 (update) ：将 name( 张三 ) 改成 name( 李四 ) 。

• 事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁。
• 修改前，现将该行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)
• 所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 '李四'。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
• 事务10提交，释放锁。
• 最新的记录是 ’李四‘ 那条记录

                         

(2)又有一个事务 11 ，对 student 表中记录进行修改 (update) ：将 age(28) 改成 age(38) 。

• 事务11,因为也要修改，所以要先给该记录加行锁。
• 修改前，现将该行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。
• 现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
• 事务11提交，释放锁

                         

 (3)我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。

• 所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。
• 历史版本数据不光光是要形成版本，将来可能增删改访问原始数据，查的时候可能访问历史版本

                        

 (4)一些思考

①上面是以更新（ `upadte` ）主讲的 , 如果是 `delete` 呢？

• 一样的，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。

②如果是  ` insert ` 呢？

• 因为`insert`是插入，也就是之前没有数据，那么`insert`也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。

③也就是我们可以理解成， `update` 和 `delete` 可以形成版本链， `insert` 暂时不考虑

④ undo log 里面的内容什么时候会被清除？

• 当前最新的记录没有人修改，而且被提交了  且 mysql所有事物当前没有人再和undo log里面的数据有关了

⑤那么 `select` 呢？

• 首先，`select`不会对数据做任何修改，所以，为`select`维护多版本，没有意义。不过，此时有个问题，就是：select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？
• 当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select lock in share mode(共享锁), select for update 
• 快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。
• 我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读(增改的前提是找到这个数据)，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需要加锁，这就是串行化。
• 但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！换言之，提高了效率，即MVCC的意义所在。

                         

⑥  所有事物删改查的时候都叫当前读，因为访问的是最新的数据，所以一定是要加锁的 ; 如果要进行select也要读取最新版本一定是需要加锁的。如果是快照读就不受加锁的限制，因为是历史数据，历史版本不会被修改，被修改的永远是最新版本，只要读取历史版本就不需要加锁!

⑦是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？

• 隔离级别!

​​​​​​⑧那为什么要有隔离级别呢？

• 事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。
• 但是经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总是有先有后的。
• 那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的“有先有后”，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。
• 先来的事务，应不应该看到后来的事务所做的修改呢?  和隔离级别有关

⑨如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？

• Read View

                        

                        

                 

5.Read View 

(1)基本概念

• Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID, 这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)
• Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个 Read View 读视图，把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据。

                         

(2)Read View类简化

class ReadView { 
// 省略... 

private: 

/** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/ 
trx_id_t m_low_limit_id 

/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */ 
trx_id_t m_up_limit_id; 

/** 创建该 Read View 的事务ID*/ 
trx_id_t m_creator_trx_id; 

/** 创建视图时的活跃事务id列表*/ 
ids_t m_ids; 

/** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
 * 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/ 
trx_id_t m_low_limit_no; 

/** 标记视图是否被关闭*/ 
bool m_closed; 

// 省略... 
};

• m_ids; //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID 
• up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错) 
• low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1(也没 有写错) 
• creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

                         

(3)一张图加深理解

• 所谓的隔离性是不是我的事物和正在运行的事物的隔离性？ 是
• 所谓的隔离级别是不是衡量我当前事物和其他事物操作之间的关系？ 是
• 我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的 ，即：当前记录的 DB_TRX_ID 。那么，我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的 ReadView 和 版本链中的某一个记录的 DB_TRX_ID 。所以现在的问题就是，当前快照读，应不应该读到当前版本记录。一张图，解决所有问题！
• 隔离性本质是通过Read view类对象，通过对比事物ID，来决定提交事物(commit)的先后，进而确认事物的"可见性"。

                        

(4)源码对应策略 

• ①（creator == DB_TRX_ID ||  DB_TRX_ID < up_limit_id）：这个版本比up_limit_id 还小（事务ID是从小往大顺序生成的），说明这个版本在SELECT之前就已经提交了，所以这个数据是可见的 ; 或者这个版本的事务本身就是当前SELECT语句所在事务的话，也是一样可见的；
• ②（DB_TRX_ID >= low_limit_id）：表示这个版本是由将来启动的事务来生成的，当前还未开始，那么是不可见的；
• ③（up_limit_id <= DB_TRX_ID < low_limit_id）：这个时候就需要再判断两种情况：
• 如果这个版本的事务ID在ReadView的未提交事务数组中，表示这个版本是由还未提交的事务生成的，那么就是不可见的；
• 如果这个版本的事务ID不在ReadView的未提交事务数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，那么是可见的。

• 如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件，即可以看到。上面的 readview 是当你进行select的时候，会自动形成。

                                         

(5)整体流程

• 假设当前有条记录:

•  事务操作：

• 事务4：修改name(张三) 变成name(李四)
• 当事务2 对某行数据执行了 快照读 ，数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图

//事务2的 Read View 

m_ids; // 1,3 
up_limit_id; // 1 
low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID 
creator_trx_id // 2

• 此时版本链:

•  只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务

• 我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟up_limit_id, low_limit_id 和 活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

//事务2的 Read View 

m_ids; // 1,3 
up_limit_id; // 1 
low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID 
creator_trx_id // 2 

//事务4提交的记录对应的事务ID DB_TRX_ID=4 

//比较步骤 
DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? 不小于，下一步
DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步 
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。 

//结论 故，事务4的更改，应该看到，因为已经提交了。 
所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，
而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

                

                        

6.RR 与 RC的本质区别 

(1)当前读和快照读在RR级别下的区别

• select * from user lock in share mode ,以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读。

•  测试用例1-表1：

• 测试用例2-表2： 

• 用例1与用例2：唯一区别仅仅是 表1 的事务B在事务A修改age前 快照读 过一次age数据
• 表2 的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。

                 

 (2)结论

• 事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方，即某个事务中首次出现快照读，决定该事务后续快照读结果的能力
• 根本原因，首次快照读要形成readview
• delete同样如此

                

(3)本质区别

• 正是Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同
• 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View, 将当前系统活跃的其他事记录起来
• 此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；
• 即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
• 而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
• 总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。
• 正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。