MySql MVCC 详解 - 技术栈

注意以下操作都是以InnoDB引擎为操作基准。

一，前置知识准备

1，MVCC简介

MVCC 是多版本并发控制（Multiversion Concurrency Control）的缩写。它是一种数据库事务管理技术，用于解决并发访问数据库的问题。MVCC 通过创建多个版本的同一数据，每个版本与一个事务关联，来实现并发控制。

数据库在执行更新操作时，会保留之前版本的数据，以便其他正在执行事务的用户可以访问这些数据。每个事务都能看到一个稳定的数据快照，并且仅接触到他们自己的版本，这意味着每个事务可以独立地读取和写入数据，而不会干扰其它事务。

MVCC 在数据库的可伸缩性和性能方面具有重要作用，尤其是对于高并发的应用程序，如电子商务网站和社交媒体应用。

2，MySQL的逻辑架构

第一层：处理客户端连接、授权认证，安全校验等。

第二层：服务器server层，负责对SQL解释、分析、优化、执行操作引擎等。

第三层：存储引擎，负责MySQL中数据的存储和提取。

3，事务的四大特性

ACID是指数据库事务所必须具备的四个特性，包括：

原子性（Atomicity）：事务是一个不可分割的原子操作，要么全部执行成功，要么全部失败回滚，不允许出现部分执行成功或失败的情况。【undolog】
一致性（Consistency）：事务执行前和执行后，数据库的完整性约束没有被破坏，也就是说，在事务完成后，数据库从一个一致性状态转变为另一个一致性状态。
隔离性（Isolation）：事务之间是相互隔离的，一个事务的执行不能被其他事务干扰。多个事务并发执行时，它们之间的执行是独立的，每个事务感觉就像是在独占数据库。【锁，mvcc】
持久性（Durability）：事务完成后，对于数据的修改是永久性的，即使系统故障也不会导致数据的丢失。因此，数据库中所有的数据修改都需要记录到日志中，以便在系统故障恢复时进行重做。【redolog】

4，事务的四大隔离级别

事务的隔离级别是指多个事务同时操作一个数据库时，数据库系统对这些事务分配的隔离程度。在不同的隔离级别下，事务之间的隔离程度也不同。常见的隔离级别包括：

读未提交（Read Uncommitted）：允许一个事务读取另一个事务未提交的数据。这种隔离级别对数据的完整性和一致性影响较大。【存在脏读】
读已提交（Read Committed）：一个事务只能读取已经提交的数据，其他未提交的事务所做的修改对它不可见。这种隔离级别对数据完整性和一致性的保护较好。【解决脏读，存在不可重复读】【mysql InnoDB 通过 mvcc 解决】
可重复读（Repeatable Read）：一个事务在执行期间看到的数据是固定的，不受其他并发事务的影响。即使其他事务已经提交了对数据的修改，当前事务也只能看到自己在读取数据时的版本。这种隔离级别对数据的完整性和一致性有一定保护。【解决不可重复读，存在幻读】【mysql InnoDB 通过 mvcc 解决】
串行化（Serializable）：最高的隔离级别，确保事务之间的操作是完全独立的，一个事务的操作必须等另一个事务结束后才能开始。这种隔离级别对数据完整性和一致性的保护最好，但并发性能较低。【解决脏读，解决不可重复读，解决幻读】【mysql InnoDB 通过加锁解决】

在实际应用中，应根据业务需求和系统性能等因素选择合适的隔离级别。

5，mysql 常用的日志

server 层

错误日志(Error Log): 记录 MySQL 服务器启动、运行过程中出现的重要错误和警告信息。
慢查询日志(Slow Query Log): 记录执行时间超过预设时间的查询语句，通常用于优化查询性能。
二进制日志(Binary Log): 记录数据库更新操作，用于主从复制和数据恢复。
中继日志(Relay Log): 只在主从复制时使用，记录从服务器复制主服务器二进制日志的过程。

引擎层

重做日志(Redo log): 是一种用于恢复数据库中未提交和已提交事务的机制。其包含了所有已经被写入到磁盘上的事务，通常被存储在磁盘上的一组文件中。当数据库系统宕机或者发生崩溃时，可以通过redo log来恢复数据库并且保证ACID属性。
回滚日志(Undo log): 则用于撤销已经提交或者未提交的事务。它记录了事务执行前的数据，以便当出现错误时可以将数据回滚到事务执行前的状态。在数据库中，undo log通常被用于避免脏读、不可重复读和幻读等问题。

二，mvcc 原理

1，当前读和快照读

在学习 MVCC 多版本并发控制之前，我们必须先了解一下，什么是 MySQL InnoDB 下的当前读和快照读。

当前读，像 select lock in share mode (共享锁), select for update; update;insert; delete (排他锁)这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读 ? 就是它读取的是记录的最新版本，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。
快照读，像不加锁的 select操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读;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，之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于多版本并发控制，即MVCC.可以认为 MVCC 是行锁的一个变种，但它在很多情况下，避免了加锁操作，降低了开销;既然是基于多版本即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的历史版本。

在InnoDB中的每一条记录实际都会存在三个隐藏列

DB_TRX_ID：事务 ID，是根据事务产生时间顺序自动递增的，是独一无二的。如果某个事务执行过程中对该记录执行了增、删、改操作，那么InnoDB存储引擎就会记录下该条事务的 id。
DB_ROLL_PTR：回滚指针，本质上就是一个指向记录对应的undo log的一个指针，InnoDB 通过这个指针找到之前版本的数据
DB_ROW_ID：主键，如果有自定义主键，那么该值就是主键；如果没有主键，那么就会使用定义的第一个唯一索引；如果没有唯一索引，那么就会默认生成一个隐藏列作为主键。

2，undolog

这些数据快照都是存储在undolog 中的，这些数据分为两类

Insert undo log ：insert生成的日志，仅在事务回滚中需要，并且可以在事务提交后立即丢弃。
Update undo log：update/delete生成的日志，除了用于事务回滚，还用于一致性读取，只有不存在innodb为其分配快照的事务之后才能丢弃它们，在一致读取中可能需要update undo log中的信息来构建数据库行的早期版本。

删除操作实际上不会直接删除，而只是标记为删除，最终的删除操作是purge线程完成的

purge线程作用，一是清理undo log，二是清除page里面带有Delete_Bit标识的数据行。在InnoDB中，事务中的Delete操作实际上并不是真正的删除掉数据行，而是一种Delete Mark操作，在记录上标识删除，真正的删除工作需要后台purge线程去完成。

3，Read View(读视图)

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(trx_id)(没有commit，当每个事务开启时，都会被分配一个ID,

这个ID是递增的，所以越新的事务，ID值越大)，是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务id列表。
Read View主要是用来做可见性判断的, 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。

Read View几个属性

MVCC 只在 Read Commited（读已提交）和 Repeatable Read（可重读读）两种隔离级别下工作。

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，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。
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，从而做到可重复读。

4，可见性算法

1、首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于，则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录，如果大于等于进入下一个判断。

2、接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，则进入下一步判断。

3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的。

5，mvcc能否解决幻读

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。而多出来或者少的哪一行被叫做幻行。

在快照读读情况下，mysql通过mvcc来避免幻读。

在当前读读情况下，mysql通过next-key来避免幻读。

不能把快照读和当前读得到的结果不一样这种情况认为是幻读，这是两种不同的使用。所以mysql的RR级别是解决了幻读的。

三，mvcc 场景验证

所谓光说不练假把式，光练不说傻把式，又练又说真把式，上面说的只是结论，下面进行实际的操作演示。

mysql 版本 5.7

创建测试表

java 复制代码

CREATE TABLE `user` (
  `id` bigint(20) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `name` varchar(20) DEFAULT NULL,
  `age` tinyint(3) DEFAULT NULL,
  `gender` tinyint(1) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `idx_abc` (`name`,`age`,`gender`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=6 DEFAULT CHARSET=utf8

（开始之前将事务自动提交关闭）

1，场景一

当前的事务隔离级别为，可重复读（Repeatable Read）

步骤一，t1时刻同时开启事务

步骤二，t2时刻事务2更新并提交

步骤三，t3时刻事务1查询

问题，事务1在t3时刻是否能查询t2时刻事务2提交的数据。

预期结果能

因为执行的是select所以为快照读，但是由于Read View是在快照读的时候才产生，并且可重复读（Repeatable

Read）隔离级别下，只产生一个Read

View。事务2更新并提交完成时候，由于此时事务1还没进行快照读。所以此时事务1查询的时候是可以查询到事务2更新并提交后的数据的。

sql 执行验证

查询结果符合预期

通过算法核对

trx_list：1，3 【当前活跃事务为 1，3，因为2已经提交了】

low_limit_id：4【当前系统最大事务版本号+1，因为已经开启了3个事务，所以下一个应该是4】

up_limit_id：1 【创建当前read view 时"系统正处于活跃事务最小版本号，活跃的只有1，3，最小的是1】

算法验证：验证当前事务1是否能看到事务2提交的数据。

（1）DB_TRX_ID < up_limit_id 【2<1】不成立继续判断

（2）DB_TRX_ID >= low_limit_id 【2>=4】不成立继续判断

（3）判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的。

2，场景二

当前的事务隔离级别为，可重复读（Repeatable Read）

步骤一，t1时刻同时开启事务

步骤二，t2时刻事务1进行快照读

步骤三，t3时刻事务2修改并提交

步骤四，t4时刻事务1进行快照读

问题，事务1在t4时刻是否能查询t3时刻事务2提交的数据。

预期结果不能

事务1在t2时刻执行的是select所以为快照读，此时Read View产生，并且可重复读（Repeatable

Read）隔离级别下，只产生一个Read View。事务2在t3更新并提交完成时候，由于此时事务1已经产生了Read

View，再次进行快照读。所以此时事务1查询的时候是可以查询不到事务2更新并提交后的数据的，因为读取的是快照中的数据。

sql 执行验证

查询结果符合预期

通过算法核对

第一次查询

trx_ids：1,2,3 【当前活跃事务为 1，2，3，此时事务2还没开始修改提交】

low_limit_id：4【当前系统最大事务版本号+1，因为已经开启了3个事务，所以下一个应该是4】

up_limit_id：1 【创建当前read view 时"系统正处于活跃事务最小版本号，活跃的只有1，3，最小的是1】

第二次查询

可重复读（Repeatable Read）事务隔离级别下只产生一个read view

trx_ids：1,3 【当前活跃事务为 1，3，此时事务2已经修改提交】

low_limit_id：4【当前系统最大事务版本号+1，因为已经开启了3个事务，所以下一个应该是4】

up_limit_id：1 【创建当前read view 时"系统正处于活跃事务最小版本号，活跃的只有1，3，最小的是1】

第二次快照读的时候，当前数据的DB_TRX_ID为2

（1）DB_TRX_ID < up_limit_id 【2<1】不成立继续判断

（2）DB_TRX_ID >= low_limit_id 【2>=4】不成立继续判断

（3）判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到。

3，场景三

当前的事务隔离级别为，可重复读（Repeatable Read）

如果事务中全部都是快照读，不会产生幻读问题，但是当快照读和当前读一起使用的时候就会产生幻读问题。

Mysql的解决方案是加锁，想要解决这个问题，必须要保证当前读和快照读的数据必须要一致，只能去阻止其他事务进行插入操作，所以只能加锁。

sql 执行验证

1，如果事务中全部都是快照读，不会产生幻读问题

2，当快照读和当前读一起使用的时候就会产生幻读问题

3，如果事务中全部都是当前读，不会产生幻读问题【加锁实现的】

提交后立刻执行

4，场景四

当前的事务隔离级别为，读已提交（Read Committed）

验证在此隔离级别，每一次快照读都会产生一次新的read view

步骤一，t1时刻同时开启事务

步骤二，t2时刻事务1进行快照读

步骤三，t3时刻事务2修改并提交

步骤四，t4时刻事务1进行快照读

问题，事务1在t4时刻是否能查询t3时刻事务2提交的数据。

预期结果能

事务1在t2时刻执行的是select所以为快照读，此时Read View产生，读已提交（Read

Committed）隔离级别下，产生多个Read

View。所以事务2在t3更新并提交完成时候，事务1在t4时刻再次进行快照读。此时又产生了新的Read View。新的Read

View是在t3时刻事务2修改并提交产生的所以可以查看到。

sql 验证

符合预期结果

通过算法核对

第一次查询

trx_ids：1,2,3 【当前活跃事务为 1，2，3，此时事务2还没开始修改提交】

low_limit_id：4【当前系统最大事务版本号+1，因为已经开启了3个事务，所以下一个应该是4】

up_limit_id：1 【创建当前read view 时"系统正处于活跃事务最小版本号，活跃的只有1，3，最小的是1】

第二次查询

可重复读（Repeatable Read）事务隔离级别下只产生一个read view

trx_ids：1,3 【当前活跃事务为 1，3，此时事务2已经修改提交】

low_limit_id：4【当前系统最大事务版本号+1，因为已经开启了3个事务，所以下一个应该是4】

up_limit_id：1 【创建当前read view 时"系统正处于活跃事务最小版本号，活跃的只有1，3，最小的是1】

第二次快照读的时候，当前数据的DB_TRX_ID为2

（1）DB_TRX_ID < up_limit_id 【2<1】不成立继续判断

（2）DB_TRX_ID >= low_limit_id 【2>=4】不成立继续判断

（3）判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的。