MVCC机制解析：提升数据库并发性能的关键

MVCC机制解析：提升数据库并发性能的关键

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

MVCC只在事务隔离级别为读已提交(Read Committed)和可重复读(Repeated Read)下生效。

MVCC是做什么用的

MVCC是为了处理 可重复读 和 读已提交 事务隔离级别下，在同一事务里，多次执行同一SQL查询语句，不会因为其他事务的横插一脚，对数据进行修改后，导致最终得到的结果不一致。如下图所示，事务B的两次查询得到的结果不一样。

MVCC是怎么实现的

在 串行读 这一事务隔离级别里面，为了保证较高的事务隔离性，采用了将所有的操作加锁互斥，将事务的执行变为顺序执行，相当于单线程的方式，以达到其高隔离性。

而mysql在 可重复读 和 已提交读 事务隔离级别下，他的隔离性是借助MVCC机制来保证的，MVCC机制呢，也不是通过加锁互斥来保证隔离性的，是通过 Undo日志版本链 和 Read View机制 实现的。避免了频繁的加锁互斥阻塞。

Undo日志版本链

Undo日志是什么？

undo日志是回滚日志，在mysql对某一数据进行修改更新时，会将其更新前的数据保存的undo回滚日志里，等当事务执行失败时，用来进行数据回滚的。

而什么是undo日志版本链呢？

就是一行数据被多个事务依次修改后，这条数据就会有很多条undo日志，这些undo日志就会通过一个 roll_pointer 字段进行串联起来，会形成这条数据的历史记录版本链，这个就是undo日志版本链。

roll_pointer 字段哪里来的呢？

在mysql数据库里，数据表都会有两个隐藏的字段属性， trx_id事务id 和 roll_pointer回滚指针 ，其中 trx_id 是用来记录操作数据的，而 roll_pointer 则是用来记录指向上一次修改的日志地址。

注意：begin/start transaction这个开始/启动事务命令，并不是一个事务的起点， 而是在执行到第一条更新update、删除delete、插入insert语句时，事务才真正的启动，才会有真正的事务id。

后生成的trx_id要比先生成的trx_id大。

只有InnoDB数据引擎才支持事务。

下图中，每一条数据都是一个undo回滚日志，通过roll_pointer串联起来后，就是undo日志版本链了。

如果第二次修改操作将name改为了 王五 ，又因为某些原因需要进行数据回滚，就要拿到roll_pointer里记录的上一次，也就是第一次修改操作的undo回滚日志地址，将name回滚为 赵六 。

Read View机制

在可重复读隔离级别下，一个事务在开始时，执行任何的查询SQL脚本，都会生成一个属于当前事务自己的 Read View一致性视图 ，这个视图在这个事务结束之间，都是保持不变的（除非在本事务里面自己执行了更新操作）。

如果事务隔离级别是读已提交，则 Read View一致性视图 是在每次执行查询SQL脚本时，都会重新生成，与可重复读隔离级别的在同一事务里保持不变不同。

这个视图是什么呢？

这个视图是由执行查询SQL脚本这一时刻，所有还未提交的事务id构建而成的数组，和此时存在最大的一个事务id共同构建而成。

示意图一

示意图二

结合上面两图分析可知，

事务A 第一次执行查询语句时刻，所生成的ReadView的构成为 {[1002,1003,1004], 1004} ，其中[1002,1003,1004]为未提交的事务id（min_id=1002，min_id最小事务id是从未提交事务id里获取的），1004为当前最大的事务id（max_id=1004）。

事务A 第二次、三次执行查询语句时刻，其ReadView的依旧为 {[1002,1003,1004], 1004} 。

事务B 第一次执行查询语句时刻，所生成的ReadView的构成为 {[1002,1004], 1004} ，其中[1002,1004]为未提交的事务id（min_id=1002），1004为当前最大的事务id（max_id=1004）。

事务B 第二次执行查询语句时刻，所生成的ReadView的依旧为 {[1002,1004], 1004} 。

根据事务A和事务B的ReadView可以得出一个相同的工具图（用来判断某事务的某一次数据更新，是否对select是可见的）

事务里的select语句查询结果都是需要从undo日志版本链最新数据开始，逐条与本事务的ReadView进行比对，判断应该获取到哪一日志版本的数据为select语句的查询结果。

示意图三

比对规则

• 如果比较的undo日志的 trx_id小于min_id ，则表示这个版本事务是已经提交的，代表本次select这一事务可以查到这个数据。

• 如果比较的undo日志的 trx_id大于max_id ，则表示这个版本事务是在本次select这一事务后面新启动的，这种数据肯定是不可被查询到的。

• 如果比较的undo日志的 trx_id大于等于min_id ，且 trx_id小于等于max_id ，则再判断 trx_id是否是在未提交事务id数组里。

  • 在未提交事务id数组里，则表示这个版本数据是由未提交的事务所生成的，这种数据不可被查询到（除非这个未提交的事务就是自己）。
  • 不在未提交事务id数组里，则表示这个版本数据是由已经提交的事务所生成的，这种数据可以被查询到。

案例一

那么事务A第一条select语句查询脚本执行时，获取到的name是什么呢？

先说结果，查询到的name为赵六。

事务A执行第一条select语句时，他的SQL执行顺序，和SQL查询脚本执行时拿到的日志版本链及判断示意图如下。

上面在示意图二里也说了，事务A的第一次执行查询语句时刻时，其ReadView为 {[1002,1003,1004], 1004} 。

比较步骤如下

第一次： 事务A从undo日志版本链拿到最后一次更新记录（第二次修改记录），得到trx_id为1003，然后对照着上面的 判断工具图 进行比较，大于min_id，小于max_id，所以1003事务id属于是 第二部分 ，且1003这一事务id处于还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1003,1004]），所以这个事务进行的更新数据，是不可被查询到的。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第二次： 事务A从undo日志版本链拿到第二条日志记录（第一次插入记录），得到trx_id为1001，然后同样对照着上面的 判断工具图 进行比较，发现小于min_id的1002，所以1001事务id属于是 第一部分 ，是已经提交了事务的，他更新的数据就属于可以被查询到，于是此时查询到的结果name为张三。

案例二

那么事务A第二条select语句查询脚本执行时，获取到的name是什么呢？

先说结果，查询到的name依旧为赵六。

事务A执行第二条select语句时，他的SQL执行顺序，和SQL查询脚本执行时拿到的日志版本链及判断示意图如下。

上面在示意图二里也说了，事务A的第二次和第三次执行查询语句时刻时，其ReadView依旧为 {[1002,1003,1004], 1004} 。

比较步骤如下

第一次： 事务A从undo日志版本链拿到最后一次更新记录（第四次修改记录），得到trx_id为1003，然后对照着上面的 判断工具图 进行比较，大于min_id，小于max_id，所以1003事务id属于是 第二部分 ，继续判断得知，1003这一事务id处于还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1003,1004]）（即便此时事务1003已经提交了，但是只要在事务A第一次执行查询语句时，这个事务没有提交，那他在事务A里就一直被标记的是未提交，否则就会出现 不可重复读 问题），所以这个事务进行的更新数据，是不可被查询到的。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第二次： 事务A从undo日志版本链拿到第二条日志记录（第三次修改记录），得到trx_id为1002，然后同样对照着上面的 判断工具图 进行比较，发现等于min_id的1002，所以1002事务id属于是 第二部分 ，继续判断得知，1002这一事务id处于还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1003,1004]），所以这个事务进行的更新数据，是不可被查询到的。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第三次： 事务A从undo日志版本链拿到最后一次更新记录（第二次修改记录），得到trx_id为1003，然后对照着上面的 判断工具图 进行比较，大于min_id，小于max_id，所以1003事务id属于是 第二部分 ，且1003这一事务id处于还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1003,1004]），所以这个事务进行的更新数据，是不可被查询到的。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第四次： 事务A从undo日志版本链拿到第二条日志记录（第一次插入记录），得到trx_id为1001，然后同样对照着上面的 判断工具图 进行比较，发现小于min_id的1002，所以1001事务id属于是 第一部分 ，是已经提交了事务的，他更新的数据就属于可以被查询到，于是此时查询到的结果name为张三。

案例三

那么事务B第一条select语句查询脚本执行时，获取到的name是什么呢？

先说结果，查询到的name为李四。

为什么事务B的一条查询语句和事务A的第二条查询语句是同时执行的，但是结果不一样呢？可以详细看看下面对事务的比较步骤。

事务B 第一次执行查询语句时刻，其所生成的ReadView的构成为 {[1002,1004], 1004} ，其中[1002,1004]为未提交的事务id（min_id=1002），1004为当前最大的事务id（max_id=1004）。

事务B执行第一条select语句时，他的SQL执行顺序，和SQL查询脚本执行时拿到的日志版本链及判断示意图同案例二里的一样。

比较步骤如下

第一次： 事务B从undo日志版本链拿到最后一次更新记录（第四次修改记录），得到trx_id为1003，然后对照着上面的 案例二的判断工具图 进行比较，大于min_id，小于max_id，所以1003事务id属于是 第二部分 ，继续判断得知，1003这一事务id 不处于 还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1004]），所以表示这个事务已经提交了，这个事务所更新的数据版本可以被查询到，查询结果就是name为李四。

案例四

事务A第三条select语句查询脚本执行时，获取到的name是什么呢？

先说结果，查询到的name还是赵六。

事务A执行第三条select语句时，他的SQL执行顺序，和SQL查询脚本执行时拿到的日志版本链及判断示意图如下。

上面在示意图二里也说了，事务A的第二次和第三次执行查询语句时刻时，其ReadView依旧为 {[1002,1003,1004], 1004} 。

比较步骤如下

第一次： 事务A从undo日志版本链拿到最后一次更新记录（第五次修改记录），得到trx_id为1004，然后对照着上面的 判断工具图 进行比较，大于min_id，小于 等于 max_id，所以1004事务id属于是 第二部分 ，且1004这一事务id 不处于 还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1003,1004]），所以这个事务进行的更新数据，是不可被查询到的。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第二次： 比较过程和示例二里的第一次比较操作过程一样。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第三次： 比较过程和示例二里的第二次比较操作过程一样。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第四次： 比较过程和示例二里的第三次比较操作过程一样。

于是根据roll_pinter回滚指针（上一版本数据的地址）找到上一个版本数据。

第五次： 比较过程和示例二里的第四次比较操作过程一样。得到查询结果name为张三。

案例五

那么事务B第二条select语句查询脚本执行时，获取到的name是什么呢？

先说结果，查询到的name为李四。

事务B 第二次执行查询语句时刻，其所生成的ReadView的依旧为 {[1002,1004], 1004} 。和其第一次执行查询语句时刻一样。

事务B执行第三条select语句时，他的SQL执行顺序图，和SQL查询脚本执行时拿到的日志版本链和上面案例三的一样。

虽然ReadView和案例三的不同，为 {[1002,1004], 1004} ，但是其形成的判断图还是一样的。

比较步骤如下

第一次： 事务B从undo日志版本链拿到最后一次更新记录（第五次修改记录），得到trx_id为1004，然后对照着上面的 判断工具图 进行比较，大于min_id，小于 等于 max_id，所以1004事务id属于是 第二部分 ，且1004这一事务id 不处于 还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1004]）（即便此时事务1004已经提交了，但是只要在事务B第一次执行查询语句时，这个事务没有提交，那他在事务B里就一直被标记的是未提交，否则就会出现 不可重复读 问题），所以这个事务进行的更新数据，是不可被查询到的。（和上面案例二的第一次比较一样）

第二次：事务B从undo日志版本链拿到第二条日志记录（第四次修改记录），得到trx_id为1003，然后对照着上面的 案例二的判断工具图 进行比较，大于min_id，小于max_id，所以1003事务id属于是 第二部分 ，继续判断得知，1003这一事务id 不处于 还未提交的事务id构建而成的数组里（未提交的事务id数组[1002,1004]），所以表示这个事务已经提交了，这个事务所更新的数据版本可以被查询到，查询结果就是name为李四。

读已提交隔离级别又是怎么比较的

读已提交 （已提交读）事务隔离级别的undo日志版本链和 可重复读 是一样的，Read View的生成规则就不同了， 读已提交的 Read View一致性视图 是在每次执行查询SQL脚本时，都会重新生成 ，与可重复读隔离级别的在同一事务里保持不变的定义不同。

这也就导致每次执行查询脚本时，都会重新构建 还未提交的事务id数组 ，所以只要其他事务在本事务执行这一条查询脚本之前，更新数据并提交了，那他的更新数据就可以被本事务的这一次查询操作查询到。

其他的比对规则还是和 可重复读 事务隔离级别一样，仅仅是ReadView在每次查询时需要重新生成。

可以理解为 读已提交 事务隔离，只会读到最后一次提交了更新操作事务的数据。