InnoDB存储引擎对MVCC的实现

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

MVCC 是一种并发控制机制，用于在多个并发事务同时读写数据库时保持数据的一致性和隔离性。它是通过在每个数据行上维护多个版本的数据来实现的。当一个事务要对数据库中的数据进行修改时，MVCC 会为该事务创建一个数据快照，而不是直接修改实际的数据行。

1、读操作（SELECT）：

当一个事务执行读操作时，它会使用快照读取。快照读取是基于事务开始时数据库中的状态创建的，因此事务不会读取其他事务尚未提交的修改。具体工作情况如下：

对于读取操作，事务会查找符合条件的数据行，并选择符合其事务开始时间的数据版本进行读取。

如果某个数据行有多个版本，事务会选择不晚于其开始时间的最新版本，确保事务只读取在它开始之前已经存在的数据。

事务读取的是快照数据，因此其他并发事务对数据行的修改不会影响当前事务的读取操作。

2、写操作（INSERT、UPDATE、DELETE）：

当一个事务执行写操作时，它会生成一个新的数据版本，并将修改后的数据写入数据库。具体工作情况如下：

对于写操作，事务会为要修改的数据行创建一个新的版本，并将修改后的数据写入新版本。

新版本的数据会带有当前事务的版本号，以便其他事务能够正确读取相应版本的数据。

原始版本的数据仍然存在，供其他事务使用快照读取，这保证了其他事务不受当前事务的写操作影响。

3、事务提交和回滚：

当一个事务提交时，它所做的修改将成为数据库的最新版本，并且对其他事务可见。

当一个事务回滚时，它所做的修改将被撤销，对其他事务不可见。

4、版本的回收：

为了防止数据库中的版本无限增长，MVCC 会定期进行版本的回收。回收机制会删除已经不再需要的旧版本数据，从而释放空间。

MVCC 通过创建数据的多个版本和使用快照读取来实现并发控制。读操作使用旧版本数据的快照，写操作创建新版本，并确保原始版本仍然可用。这样，不同的事务可以在一定程度上并发执行，而不会相互干扰，从而提高了数据库的并发性能和数据一致性。

一致性非锁定读和锁定读

一致性非锁定读

对于一致性非锁定读（Consistent Nonlocking Reads）的实现，通常做法是加一个版本号或者时间戳字段，在更新数据的同时版本号 + 1 或者更新时间戳。查询时，将当前可见的版本号与对应记录的版本号进行比对，如果记录的版本小于可见版本，则表示该记录可见

在 InnoDB 存储引擎中，多版本控制 (multi versioning) 就是对非锁定读的实现。如果读取的行正在执行 DELETE 或 UPDATE 操作，这时读取操作不会去等待行上锁的释放。相反地，InnoDB 存储引擎会去读取行的一个快照数据，对于这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)

在 Repeatable Read 和 Read Committed 两个隔离级别下，如果是执行普通的 select 语句（不包括 select ... lock in share mode ,select ... for update）则会使用一致性非锁定读（MVCC）。并且在 Repeatable Read 下 MVCC 实现了可重复读和防止部分幻读

锁定读

如果执行的是下列语句，就是锁定读（Locking Reads）

select ... lock in share mode

select ... for update

insert、update、delete 操作

在锁定读下，读取的是数据的最新版本，这种读也被称为当前读（current read）。锁定读会对读取到的记录加锁：

select ... lock in share mode：对记录加 S 锁，其它事务也可以加S锁，如果加 x 锁则会被阻塞

select ... for update、insert、update、delete：对记录加 X 锁，且其它事务不能加任何锁

在一致性非锁定读下，即使读取的记录已被其它事务加上 X 锁，这时记录也是可以被读取的，即读取的快照数据。上面说了，在 Repeatable Read 下 MVCC 防止了部分幻读，这边的 "部分" 是指在一致性非锁定读情况下，只能读取到第一次查询之前所插入的数据（根据 Read View 判断数据可见性，Read View 在第一次查询时生成）。但是！如果是当前读，每次读取的都是最新数据，这时如果两次查询中间有其它事务插入数据，就会产生幻读。所以， InnoDB 在实现Repeatable Read 时，如果执行的是当前读，则会对读取的记录使用 Next-key Lock ，来防止其它事务在间隙间插入数据

InnoDB 对 MVCC 的实现

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Read View、undo log。在内部实现中，InnoDB 通过数据行的 DB_TRX_ID 和 Read View 来判断数据的可见性，如不可见，则通过数据行的 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的，在同一个事务中，用户只能看到该事务创建 Read View 之前已经提交的修改和该事务本身做的修改

隐藏字段

在内部，InnoDB 存储引擎为每行数据添加了三个隐藏字段：

DB_TRX_ID（6字节）：表示最后一次插入或更新该行的事务 id。此外，delete 操作在内部被视为更新，只不过会在记录头 Record header 中的 deleted_flag 字段将其标记为已删除

DB_ROLL_PTR（7字节）回滚指针，指向该行的 undo log 。如果该行未被更新，则为空

DB_ROW_ID（6字节）：如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时，InnoDB 会使用该 id 来生成聚簇索引

ReadView

class ReadView {

/* ... */

private:

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

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

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

trx_id_t m_low_limit_no; /* 事务 Number, 小于该 Number 的 Undo Logs 均可以被 Purge */

ids_t m_ids; /* 创建 Read View 时的活跃事务列表 */

m_closed; /* 标记 Read View 是否 close */

}

Read View 主要是用来做可见性判断，里面保存了 "当前对本事务不可见的其他活跃事务"

主要有以下字段：

m_low_limit_id：目前出现过的最大的事务 ID+1，即下一个将被分配的事务 ID。大于等于这个 ID 的数据版本均不可见

m_up_limit_id：活跃事务列表 m_ids 中最小的事务 ID，如果 m_ids 为空，则 m_up_limit_id 为 m_low_limit_id。小于这个 ID 的数据版本均可见

m_ids：Read View 创建时其他未提交的活跃事务 ID 列表。创建 Read View时，将当前未提交事务 ID 记录下来，后续即使它们修改了记录行的值，对于当前事务也是不可见的。m_ids 不包括当前事务自己和已提交的事务（正在内存中）

m_creator_trx_id：创建该 Read View 的事务 ID

事务可见性示意图（图源）：

undo-log

undo log 主要有两个作用：

当事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子
另一个作用是 MVCC ，当读取记录时，若该记录被其他事务占用或当前版本对该事务不可见，则可以通过 undo log 读取之前的版本数据，以此实现非锁定读

在 InnoDB 存储引擎中 undo log 分为两种：insert undo log 和 update undo log：

著作权归JavaGuide(javaguide.cn)所有基于MIT协议原文链接：https://javaguide.cn/database/mysql/innodb-implementation-of-mvcc.html

[MVCC 解决不可重复读问题](#MVCC 解决不可重复读问题)

虽然 RC 和 RR 都通过 MVCC 来读取快照数据，但由于 生成 Read View 时机不同，从而在 RR 级别下实现可重复读

insert undo log ：指在 insert 操作中产生的 undo log。因为 insert 操作的记录只对事务本身可见，对其他事务不可见，故该 undo log 可以在事务提交后直接删除。不需要进行 purge 操作
不同事务或者相同事务的对同一记录行的修改，会使该记录行的 undo log 成为一条链表，链首就是最新的记录，链尾就是最早的旧记录。

数据可见性算法

在 InnoDB 存储引擎中，创建一个新事务后，执行每个 select 语句前，都会创建一个快照（Read View），快照中保存了当前数据库系统中正处于活跃（没有 commit）的事务的 ID 号。其实简单的说保存的是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务 ID 列表（即 m_ids）。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候，InnoDB 会将该记录行的 DB_TRX_ID 与 Read View 中的一些变量及当前事务 ID 进行比较，判断是否满足可见性条件
不同事务或者相同事务的对同一记录行的修改，会使该记录行的 undo log 成为一条链表，链首就是最新的记录，链尾就是最早的旧记录。

数据可见性算法

在 InnoDB 存储引擎中，创建一个新事务后，执行每个 select 语句前，都会创建一个快照（Read View），快照中保存了当前数据库系统中正处于活跃（没有 commit）的事务的 ID 号。其实简单的说保存的是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务 ID 列表（即 m_ids）。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候，InnoDB 会将该记录行的 DB_TRX_ID 与 Read View 中的一些变量及当前事务 ID 进行比较，判断是否满足可见性条件
在事务隔离级别 RC 和 RR （InnoDB 存储引擎的默认事务隔离级别）下，InnoDB 存储引擎使用 MVCC（非锁定一致性读），但它们生成 Read View 的时机却不同
在 RC 隔离级别下的 每次select 查询前都生成一个Read View (m_ids 列表)
在 RR 隔离级别下只在事务开始后 第一次select 数据前生成一个Read View（m_ids 列表）

[MVCC➕Next-key-Lock 防止幻读](#MVCC➕Next-key-Lock 防止幻读)

InnoDB存储引擎在 RR 级别下通过 MVCC和 Next-key Lock 来解决幻读问题：

1、执行普通 select，此时会以 MVCC 快照读的方式读取数据

在快照读的情况下，RR 隔离级别只会在事务开启后的第一次查询生成 Read View ，并使用至事务提交。所以在生成 Read View 之后其它事务所做的更新、插入记录版本对当前事务并不可见，实现了可重复读和防止快照读下的 "幻读"

2、执行 select...for update/lock in share mode、insert、update、delete 等当前读

在当前读下，读取的都是最新的数据，如果其它事务有插入新的记录，并且刚好在当前事务查询范围内，就会产生幻读！InnoDB 使用 Next-key Lock 来防止这种情况。当执行当前读时，会锁定读取到的记录的同时，锁定它们的间隙，防止其它事务在查询范围内插入数据。只要我不让你插入，就不会发生幻读