【计算网络学习笔记】MySql的多版本控制MVCC和Read View

【计算网络学习笔记】MySql的多版本控制MVCC和Read View

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文章目录

• [【计算网络学习笔记】MySql的多版本控制MVCC和Read View](#【计算网络学习笔记】MySql的多版本控制MVCC和Read View)
• • 前言
• 一.数据库并发的场景有三种：
• • [1.1 3个记录隐藏列字段](#1.1 3个记录隐藏列字段)
  • [1.2 undo日志](#1.2 undo日志)
• 二.模拟MVCC
• • [2.1 一些思考](#2.1 一些思考)
• [三.Read View](#三.Read View)
• • [3.1 整体流程](#3.1 整体流程)
  • 3.2结论
  • [3.3 RR与RC的本质区别](#3.3 RR与RC的本质区别)
  • [3.4 当前读和快照读在RR级别下的区别](#3.4 当前读和快照读在RR级别下的区别)
  • [3.5 RR与RC的本质区别](#3.5 RR与RC的本质区别)
  • 后言

前言

哈喽，各位小伙伴大家好!上期我们讲了Linux基本指令及其分析(一) 今天我们讲的是Linux基本指令及其分析(二)。话不多说，我们进入正题！向大厂冲锋！

一.数据库并发的场景有三种：

• 读-读：不存在任何问题，也不需要并发控制
• 读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
• 写-写：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失(后面补充)

读-写

多版本并发控制（MVCC）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制

为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。所以MVCC可以为数据库解决以下问题

• 在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
• 同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题

理解MVCC需要知道三个前提知识：

• 3个记录隐藏字段
• undo日志
• Read View

1.1 3个记录隐藏列字段

• DB_TRX_ID: 6 byte, 最近修改(修改/插入)事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
• DB_ROLL_PTR: 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo_log 中）
• DB_ROW_ID: 6 byte, 隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB会自动以 DB_ROW_ID产生一个聚簇索引
• 补充：实际还有一个删除flag隐藏字段，既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了假设测试表结构是：

mysql> create table if not exists student(
name varchar(11) not null,
age int not null
);
mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
mysql> select * from student;
+--------+-----+
| name | age |
+--------+-----+
| 张三 | 28 |
+--------+-----+
1 row in set (0.00 sec)

上面描述的意思是：

|------|-----|-----------------------|-----------------|-------------------|
| name | age | DB_TRX_ID(创建该记录的事务ID) | DB_ROW_ID(隐式主键) | DB_ROLL_PTR(回滚指针) |
| 张三 | 28 | null | 1 | null |

我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null。

1.2 undo日志

这里不想细讲，但是有一件事情得说清楚，MySQL将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在MySQL内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。

所以，我们这里理解undo log，简单理解成，就是MySQL中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。

二.模拟MVCC

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对学生表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)。

• 事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁。
• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)
• 所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 '李四'。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前事务10 的ID, 我们默认从 10 开始, 之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列, 里面写入undo log中副本数据的地址, 从而指向副本记录, 既表示我的上一个版本就是它。
• 事务10提交，释放锁。

备注：此时，最新的记录是李四那条记录。

现在又有一个事务11，对学生表中记录进行修改update)：将age(28)改成age(38)。

• 事务11,因为也要修改，所以要先给该记录加行锁。（该记录是那条？）
• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。
• 现在修改原始记录中的age，改成38。并且修改原始记录的隐藏字段DB_TRX_ID为当前事务11的ID。而原始记录的回滚指针DB_ROLL_PTR列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
• 事务11提交，释放锁。

事务11执行完毕后 最新数据

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。

上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。

2.1 一些思考

上面是以更新（updte）主讲的，如果是delete呢？一样的，别忘了，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。

如果是insert呢？因为insert是插入，也就是之前没有数据，那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log的历史insert记录就可以被清空了。

总结一下，也就是我们可以理解成，update和delete可以形成版本链，insert暂时不考虑。

那么select呢？

首先，select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。不过，此时有个问题，就是：

select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？

• 当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select lock in share
  mode(共享锁)，select for update（这个好理解，我们后面不讨论）
• 快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。(

我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需要加锁，这就是串行化。

但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！换言之，提高了效率，即MVCC的意义所在。

那么，是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？隔离级别！

那为什么要有隔离级别呢？

事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。

但是经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总是有先有后的。

那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的"有先有后"，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。

先来的事务，应不应该看到后来的事务所做的修改呢？

那么，如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？

三.Read View

Read View就是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(当每个事务开启时，都会被分配一个ID,

这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)

Read View 在 MySQL 源码中, 就是一个类, 本质是用来进行可见性判断的。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。

下面是ReadView结构,但为了减少同学们负担，我们简化一下

class Readview {
    // 省略...
private:
    /** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
    trx_id_t m_low_limit_id;

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

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

    /** 创建视图时的活跃事务id列表*/
    ids_t m_ids;

    /** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
     * 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
    trx_id_t m_low_limit_no;

    /** 标记视图是否被关闭*/
    bool m_closed;

    // 省略...
};

// 一张列表，用来维护Read view生成时刻，系统正活跃的事务ID
m_ids; // 记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)
up_limit_id; // Readview生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前它出现过的事务ID的最大值+1(也没有写错)
low_limit_id; // 创建Readview的事务ID
creator_trx_id // 创建Readview的事务ID

我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的，即：当前记录的DB_TRX_ID。

那么，我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的ReadView和版本链中的某一个记录的DB_TRX_ID。

所以现在的问题就是，当前快照读，应不应该读到当前版本记录。一张图，解决所有问题！

对应源码策略：

157 /* Check whether the changes by id are visible.
158 @param[in] id transaction id to check against the view
159 @param[in] name table name
160 @return whether the view sees the modifications of id. */
161 bool changes Visible(
162 trx_id_t id,
163 const table_name_t& name) const
164 MY_ATTRIBUTE((warn_unused_result))
165 {
166 ut_ad(id > 0);
167
168 if (id < m_up_limit_id || id == m creator_trx_id) {
169
170 return(true);
171 }
172
173 check_trx_id_sanity(id, name);
174
175 if (id >= m_low_limit_id) {
176
177 return(false);
178
179 } else if (m_ids.empty())
180
181 return(true);
182 }
183
184 const ids_t::value_type* p = m_ids.data();
185
186 return(!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id));
187 }

如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件，即可以看到。上面的 readview 是当你进行select的时候，会自动形成。

3.1 整体流程

假设当前有条记录：

|------|-----|-----------------------|-----------------|-------------------|
| name | age | DB_TRX_ID(创建该记录的事务ID) | DB_ROW_ID(隐式主键) | DB_ROLL_PTR(回滚指针) |
| 张三 | 28 | null | 1 | null |

事务操作：

|--------------|--------------|--------------|--------------|
| 事务1 [id=1] | 事务2 [id=2] | 事务3 [id=3] | 事务4 [id=4] |
| 事务开始 | 事务开始 | 事务开始 | 事务开始 |
| ... | ... | ... | 修改且已提交 |
| 进行中 | 快照读 | 进行中 | |
| ... | ... | ... | |

• 事务4：修改name(张三)变成name(李四)

• 当事务2对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View读视图

//事务2的Readview

m_ids; //1,3  
up_limit_id; //1  
low_limit_id; //4+1=5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID  
creator_trx_id //2

此时版本链是：

• 只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务。

• 我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list)进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

// 事务2的 Read View
m_ids;        // 1,3
up_limit_id;  // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5, 原因: ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2

// 事务4提交的记录对应的事务ID
DB_TRX_ID=4

// 比较步骤
DB_TRX_ID (4) < up_limit_id (1) ? 不小于，下一步
DB_TRX_ID (4) >= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事
DB_TRX_ID（4）<up_limit_id（1）？不小于，下一步  
DB_TRX_ID（4）  $> =$  low_limit_id(5）？不大于，下一步  
m_ids.contains(DB_TRX_ID）？不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。

3.2结论

故，事务4的更改，应该看到。

所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

3.3 RR与RC的本质区别

3.4 当前读和快照读在RR级别下的区别

select * from user lock in share mode,以加共享锁方式进行读取，对应的就是当前读。此处只作为测试使用.

测试表：

--设置RR模式下测试  
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;  
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)  
--重启终端  
mysql> select @@tx_isolation;  
+-----------------------------------+  
| @@tx_isolation |  
+-----------------------------------+  
| REPEATABLE-READ |  
+-----------------------------------+  
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)  
--依旧用之前的表  
create table if not exists account(  
id int primary key,  
name varchar(50) not null default '',  
blance decimal(10,2) not null default 0.0)  
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARACTER=UTF8;  
--插入一条记录，用来测试  
mysql> insert into user (id, age, name) values (1, 15, '黄蓉');  
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

测试用例1-表1：

|------------------------------------|------------|---------------------------------------|----------------------------------------|
| 事务A操作 | 事务A描述 | 事务B描述 | 事务B操作 |
| begin | 开启事务 | 开启事务 | begin |
| select * from user | 快照读(无影响)查询 | 快照读查询 | select * from user |
| update user set age=18 where id=1; | 更新age=18 | - | - |
| commit | 提交事务 | - | - |
| | | select 快照读,没有读到age=18 | select * from user |
| | | select lock in share mode当前读,读到age=18 | select * from user lock in share mode |

测试用例2-表2：

|------------------------------------|----------------|-------------------------------------|----------------------------------------|
| 事务A操作 | 事务A描述 | 事务B描述 | 事务B操作 |
| begin | 开启事务 | 开启事务 | begin |
| select * from user | 快照读, 查到 age=18 | - | - |
| update user set age=28 where id=1; | 更新 age=28 | - | - |
| commit | 提交事务 | - | - |
| | | select 快照读 age=28 | select * from user |
| | | select lock in share mode当前读 age=28 | select * from user lock in share mode |

• 用例1与用例2：唯一区别仅仅是表1的事务B在事务A修改age前快照读过一次age数据
• 而表2的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。

结论：

• 事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方，即某个事务中首次出现快照读，决定该事务后续快照读结果的能力
• delete同样如此

3.5 RR与RC的本质区别

• 正是Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同

• 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View, 将当前系统活跃的其他事务记录起来

• 此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；

• 即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见

• 而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和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

• 总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在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。

• 正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。

读-读

• 不讨论

写-写

• 现阶段，直接理解成都是当前读，当前不做深究

后言

这就是Linux基本指令及其分析。大家自己好好消化！今天就分享到这！ 感谢各位的耐心垂阅！咱们下期见！拜拜~