MySQL 之多版本并发控制 MVCC

       MVCC（多版本并发控制） 没有正式的标准，在不同的 DBMS 中MVCC的实现方式可能不同，本文中讲解的是 InnoDB 中 MVCC 的实现机制（MySQL 其它的存储引擎并不支持 MVCC）.

 

1、MVCC 中的两种读取方式

 
       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，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。
       当前读实际上是一种加锁的操作，是悲观锁的实现。而MVCC本质是采用乐观锁思想的一种方式。
       快照读和当前读是 MVCC 中的两种读取方式。MVCC 通过快照读和当前读两种方式，在保持事务隔离性的同时，提高了数据库的并发性能。

 

1.1、快照读

 
快照读（又叫一致性读），读取的是快照数据，即不加锁的非阻塞读。不加锁的简单 select 都属于快照读。快照读的实现是基于 MVCC（多版本并发控制），在很多情况下，快照读避免了加锁操作，降低了开销。

• 由于快照读基于 MVCC（多版本并发控制），所以快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，很有可能读的是之前的历史版本数据。
• 快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读。

 

1.2、当前读

 
       当前读读取的记录是最新版本的数据，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，或者对数据进行增删改都会进行当前读。比如：

# 共享锁
select * from tb_table lock in share mode;
# 排它锁
select * from tb_table for update;
# 排它锁
insert into tb_table values …
# 排它锁
delete from tb_table where …
# 排他锁
update tb_table set …

 

2、MVCC实现原理之 ReadView

 
MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、undo log、ReadView.

 

2.1、隐藏字段

 
对于InnoDB引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还存在几个隐藏的列。

• DB_ROW_ID ：如果没有为表显式的定义主键，并且表中也没有定义唯一索引，那么InnoDB会自动为表添加一个 row_id 的隐藏列作为主键。
• DB_TRX_ID ：每个事务都会分配一个事务ID，当对某条记录发生变更时，就会将这个事务的事务ID写入 trx_id 中。
• DB_ROLL_PTR ：回滚指针，本质上就是指向 undo log 的指针。
  

2.2、ReadView

 
       在 MVCC 机制中，多个事务对同一行记录A，进行更新会产生多个历史快照，这个历史快照保存在 undo log 中。当一个事务想要查询 记录A 这行数据时，需要读取哪个版本的记录将是一个问题。ReadView 就可以解决以上 行可见性问题。

在读未提交的隔离级别下事务，查询的数据都是最新版本，所以不需要MVCC。在串行化隔离级别下的事务，InnoDB 规定使用加锁的方式来访问记录，也不需要MVCC。

ReadView 就是事务在使用 MVCC 机制进行快照读操作时产生的读视图。ReadView 主要包含了以下4个重要内容：

• ① creator_trx_id，创建该 ReadView 的事务ID.

  只要在对表中的记录做改动时（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只都默认为0.

• ② trx_ids，表示生成 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 时系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是系统最大的事务ID值.

  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.

ReadView 的规则：在访问某条记录时，需要按照以下步骤（ReadView 的规则）判断记录的某个版本是否可见

• 如果被访问版本的 trx_id(db_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事务访问。
• 如果被访问版本的 trx_id(db_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。
• 如果被访问版本的 trx_id(db_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(db_trx_id) 属性值在 ReadView 的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，就需要判断一下 trx_id 属性值是否在 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被提交，该版本可以被访问。

MVCC 整体操作流程：

查询一条记录时，系统通过MVCC机制查找记录的流程：

• 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，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。

InnoDB 中，MVCC 是通过 Undo Log + ReadView 进行数据读取， Undo Log 保存了历史快照，而 Read View 规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。

 

2.3、读已提交和可重复读隔离级别下，产生 ReadView 时机的区别

 

• 在隔离级别为读已提交（Read Commit）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次 ReadView.

  步骤	事务	说明
  1	begin;
  2	select * from tb_table where id > 2;	获取一次 ReadView
  3	……
  4	select * from tb_table where id > 2;	获取一次 ReadView
  5	commit；

  • 步骤2和步骤4，一样的查询语句，在读已提交的隔离级别下，会分别获取一次 ReadView，如果两次的ReadView 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，一个事务只在第一次 SELECT 时会获取一次 ReadView，而后面所有的 SELECT 都会复用这个 ReadView，所以可以避免不可重复读。
  

 

3、MVCC 解决幻读

 
       使用例子说明 InnoDB 如何解决幻读，以下示例是在InnoDB引擎的可重复读隔离级别下讨论。现在 tb_table 表中已存在一条 主键id = 1 的数据，该条记录隐藏的 db_trx_id = 10。

db_trx_id = 10	数据：id = 1,name = 张三	NULL

假设现有 事务A 和 事务B 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。

  – 事务A 开始第一次查询数据

  select * from tb_table where id >=1;
   
  ① --> 在开始查询前，MySQL 会为事务A产生一个 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.
   
  ② --> 执行select * from tb_table where id >=1;查出id=1,db_trx_id= 10的数据，按ReadView机制判断该行数据是否可见。
   
  ③ --> 按 ReadView 机制 该查询出的数据 db_trx_id = 10 ,小于事务A的ReadView 的up_limit_id，故该数据在事务A 开启之前，其他事务已提交，所以该行数据可见。
   
  结论：事务A 的第一次查询，能读到一条数据，id=1，name= 张三。

• 步骤2：接着事务B（事务id=30）,往tb_table 插入两条数据，并提交事务（假设不考虑 gap lock）。

  insert into student(id，name) values (2,'李四')；
  insert into student(id，name) values (3,'王五')；
  

  此时 tb_table 中就要三条数据了，对应的 undo log 如下。
  

• 步骤3：接着事务A开启第二次查询，由于在可重复读隔离级别下，事务A不会再次生成ReadView.

  – 事务A 开始第二次查询数据

  select * from tb_table where id >=1;
   
  ① --> 此时tb_table中的3条数据都满足 id>=1 的条件，因此会先查出来，然后根据 ReadView 机制，判断每条数据是不是都可以被事务A可见。
   
  ② --> 首先 id = 1 这条数据同步骤1，对事务A可见。
   
  ③ --> 然后是 id = 2 的数据，它的 trx_id = 30，介于 ReadView 的 up_limit_id = 20 和 low_limit_id = 31 之间，需要再次判断 trx_id = 30 是否处于 ReadView 的 trx_ids=[20,30] 数值内。结果在trx_ids数组内，表示 id= 2 这条数据是与事务A 在同一时刻启动的其他事务提交的，所以这条数据不能被事务A可见。
   
  ④ --> 同理，id = 3 这条数据，trx_id 也为 30，因此也不能被事务A 可见。
   
  结论：最终事务A 的第二次查询，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一样，因此没有出现不可重复读现象

  

注意：只靠MVCC不能完全解决幻读问题。虽然MVCC可以提供事务的一致性视图，并保持数据的一致性版本，但它本身并不能防止其他事务插入新的数据。通过结合 next-key locking 和 MVCC，InnoDB 在可重复读隔离级别下解决了幻读问题，确保了事务在多次读取相同范围数据时的一致性。

      间隙锁是在 innodb的 可重复读级别才会生效，且 Next-Key Locks 实际上是由间隙锁加行锁实现的。MySQL 在 InnoDB 存储引擎下，可重复读的隔离级别下，不存在幻读问题。
 

4、总结

 
MVCC（多版本并发控制）的核心点在于 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。

 

MVCC（多版本并发控制）解决的问题：

• ① 读写之间阻塞的问题。通过 MVCC 可以让读写相互不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，可以提升事务并发处理能力。
• ② 降低了死锁的概率。因为 MVCC 采用了乐观锁的方式，读取数据时并不需要加锁，对于写操作，也只锁定必要的行。
• ③ 解决快照读的问题。当查询数据库在某个时间点的快照时，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。