Mysql MVCC机制详解

Mysql MVCC机制详解

什么是 MVCC

MVCC (Multiversion Concurrency Control) 中文全程叫多版本并发控制，是现代数据库（包括 MySQL、Oracle、PostgreSQL 等）引擎实现中常用的处理读写冲突的手段，目的在于提高数据库高并发场景下的吞吐性能。

如此一来不同的事务在并发过程中，SELECT 操作可以不加锁而是通过 MVCC 机制读取指定的版本历史记录，并通过一些手段保证保证读取的记录值符合事务所处的隔离级别，从而解决并发场景下的读写冲突。

举一个并发流程案例：

在事务 A 提交前后，事务 B 读取到的 x 的值是什么呢？答案是：事务 B 在不同的隔离级别下，读取到的值不一样。

如果事务 B 的隔离级别是读未提交（RU），那么两次读取均读取到 x 的最新值，即 20。
如果事务 B 的隔离级别是读已提交（RC），那么第一次读取到旧值 10，第二次因为事务 A 已经提交，则读取到新值 20。
如果事务 B 的隔离级别是可重复读或者串行（RR，S），则两次均读到旧值 10，不论事务 A 是否已经提交。
可见在不同的隔离级别下，数据库通过 MVCC 和隔离级别，让事务之间并行操作遵循了某种规则，来保证单个事务内前后数据的一致性。

为什么需要 MVCC

InnoDB 相比 MyISAM 有两大特点，一是支持事务而是支持行级锁，事务的引入带来了一些新的挑战。相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况：

• 更新丢失:2个事务去更新同一条数据，A先更新的成功了，B后更新的回滚了，结果返回到了A更新前的情况[即丢失了A的更新]
• 脏读:一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些尚未提交的脏数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做 “脏读”。
• 不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象叫做“不可重复读”。
• 幻读（Phantom Reads）：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为 “幻读”。

以上是并发事务过程中会存在的问题，解决更新丢失可以交给应用，但是后三者需要数据库提供事务间的隔离机制来解决。实现隔离机制的方法主要有两种：

加读写锁

加间隙锁

快照读 即MVCC

但本质上，隔离级别是一种在并发性能和并发产生的副作用间的妥协，通常数据库均倾向于采用 Weak Isolation。

事务隔离级别介绍

读未提交：解决了脏写。保证了两个事务在没提交的时候不可能去同时更新同一行数据。（产生脏读就是事务A写值为A后未提交，然后事务B更新为B提交，此时A后悔进行回滚，导致事务B以为还是B值。该级别限制了在事务A未提交的时候事务B不能去更新这个值，从而解决脏写问题）（该级别只解决了脏写问题，其他问题并未解决）

读已提交（RC）：解决脏读问题，而出现脏读的现象是读取了不同事务中未提交的数据。而读已提交限制只能读已提交的数据，从而解决了脏读的问题。在该级别下不会发生脏读脏写的现象。该级别也简称为RC。

可重复读（RR）：解决不可重复读的问题。

串行化：解决幻读问题。这种级别就是不允许多个事务并发执行，多个事务只能串行起来执行，例如先执行A提交后再执行事务B。当然这样效率会低很多。

其中最常用的是RC、RR级别（默认是RR级别，可有些场景需要将级别设置为RC级别）

如何实现快照读 —— ReadView

在 RU 隔离级别下，直接读取版本的最新记录就 OK，对于 SERIALIZABLE 隔离级别，则是通过加锁互斥来访问数据，因此不需要 MVCC 的帮助。因此 MVCC 运行在 RC 和 RR 这两个隔离级别下，当 InnoDB 隔离级别设置为二者其一时，在 SELECT 数据时就会用到版本链

核心问题是版本链中哪些版本对当前事务可见？

InnoDB 为了解决这个问题，设计了 ReadView（可读视图）的概念。

ReadView 中是当前活跃的事务 ID 列表，称之为 m_ids，其中最小值为 up_limit_id，下一个Mysql事务Id为 low_limit_id

RR 下的ReadView

在 RR 隔离级别下，每个事务 touch first read 时（本质上就是执行第一个 SELECT 语句时，后续所有的 SELECT 都是复用这个 ReadView，其它 update, delete, insert 语句和一致性读 snapshot 的建立没有关系），会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成 ReadView。

RC 下的 ReadView 生成

在 RC 隔离级别下，每个 SELECT 语句开始时，都会重新将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成 ReadView。二者的区别就在于生成 ReadView 的时间点不同，一个是事务之后第一个 SELECT 语句开始、一个是事务中每条 SELECT 语句开始。

PS

以多版本并发操作案例为例子

假设当前行老数据trx_id 为50

RC下的判断流程

根据RC下ReadView的规则 第 5 步生成的ReadView如下所示

m_ids:[100,200] // A线程 100 B线程 200 当前A线程还没commit所以属于活跃线程
up_limit_id:100
low_limit_id:201
trx_id:100

此时满足总结中的条件2: trx_id在m_ids列表中，说明当前事务在这一次查询的时候还在活跃中，所以不能查看，所以根据 undolog 链条 找到老数据trx_id 为50的数据

因为是RC 所以是每一次查询都会生成ReadView

第 7 步生成的ReadView如下所示

m_ids:[200] // A线程 100 B线程 200 当前A线程已经commit所以不在这个列表
up_limit_id:200
low_limit_id:201
trx_id:100

此时满足总结中的条件条件1，所以可以读取到数据

RR下的判断流程

根据RR下ReadView的规则，会在frist search的时候生成ReadView，所以在第 5 步生成ReadView 如下所示

m_ids:[100,200] // A线程 100 B线程 200 当前A线程还没commit所以属于活跃线程
up_limit_id:100
low_limit_id:201
trx_id:100

此时满足总结中的条件2: trx_id在m_ids列表中，说明当前事务在这一次查询的时候还在活跃中，所以不能查看，所以根据 undolog 链条 找到老数据trx_id 为50的数据

因为RR下的ReadView规则所以第 5 步和 第 7 步的ReadView为同一个，所以皆无法看到数据

争论点

MVCC到底能否解决幻读问题？

我认为不能解决幻读的问题，原因是简单的insert可能可以根据MVCC版本控制避免，但是如下复杂情况就会读取到幻影行，在一次事务里面，多次查询之后，结果集的个数不一致的情况叫做幻读。而多或者少的那一行被叫做 幻行

场景1： update

站在事务B的角度来看，修改了空气行结果成功了且还能查出来，我觉得是幻读的问题的一种

场景2： delete

站在事务B的角度来看，我查出来2条记录，我删除成功了0条，再去查结果还能查到数据，删除不了的空气行？

综上所述我觉得MVCC并不能解决幻读问题，Mysql官方文档写的是使用MVCC + next key lock 来解决幻读问题。

总结

1. 如果被访问版本的 trx_id 小于 m_ids 中的最小值 up_limit_id，说明生成该版本的事务在 ReadView 生成前就已经提交了，所以该版本可以被当前事务访问。

2. 如果被访问版本的 trx_id 属性值在 m_ids 列表中最大值和最小值之间（包含），那就需要判断一下 trx_id 的值是不是在 m_ids 列表中。如果在，说明创建 ReadView 时生成该版本所属事务还是活跃的，因此该版本不可以被访问，需要查找 Undo Log 链得到上一个版本，然后根据该版本的 DB_TRX_ID 再从头计算一次可见性；如果不在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。

3. 如果被访问版本的 trx_id 大于 m_ids 列表中的最大值 low_limit_id，说明生成该版本的事务在生成 ReadView 后才生成，所以该版本不可以被当前事务访问。需要根据 Undo Log 链找到前一个版本，然后根据该版本的 DB_TRX_ID 重新判断可见性。

4. 此时经过一系列判断我们已经得到了这条记录相对 ReadView 来说的可见结果。此时，如果这条记录的 delete_flag 为 true，说明这条记录已被删除，不返回。否则说明此记录可以安全返回给客户端。

呜呜呜呜，CSDN的脚注功能感觉有问题，Typora用的时候没问题的，这边好像有点难搞