MVCC深度解析：MySQL如何实现高效无阻塞的并发读写

啥都不懂的小小白2025-12-27 10:16

MVCC，正是MySQL实现"高并发、低阻塞"的核心技术------它让"读操作不用等写操作，写操作也不用等读操作"成为可能，其实核心就是"给数据存多个版本，不同事务按规则读对应版本"。

一、 MVCC初印象：数据库的"时光机"

1. 为什么需要MVCC？

想象一下图书馆的场景：

  • 没有MVCC：一本书只能一个人看，其他人必须排队等待（传统锁机制）
  • 有MVCC ：每个人都可以拿到这本书的"副本"，同时阅读不同版本，互不干扰

MVCC（多版本并发控制） 就是数据库的"时光机 "技术，它维护数据的多个历史版本，在不加锁的前提下，让读操作不阻塞写操作，写操作也不阻塞读操作。

2. 核心概念对比：当前读 vs 快照读

类型 工作机制 类似场景 示例SQL
当前读 读取最新数据，并加锁防止别人修改 排队买限量商品，买完前别人不能动 SELECT ... FOR UPDATE UPDATE ... DELETE ...
快照读 读取某个时间点的数据版本，不加锁 查看历史交易记录，不影响当前交易 普通 SELECT
bash 复制代码 
-- 示例：银行转账场景
-- 当前读（加锁，防止并发问题）
SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1 FOR UPDATE;  -- 锁定账户
UPDATE accounts SET balance = balance - 100 WHERE id = 1;  -- 扣款

-- 快照读（不加锁，不影响别人操作）
SELECT * FROM transaction_history WHERE date = '2024-01-01';  -- 查看历史记录

关键：不同隔离级别下的快照读差异

快照读的"快照生成时机"，会随事务隔离级别的不同而变化，这直接影响读取结果的一致性：

  • Read Committed（读已提交，RC）：每次执行select都会生成一个新的快照（读最新的历史版本）；
  • Repeatable Read（可重复读，RR）：一个事务中，只有select第一次执行时才生成快照，后续所有select都复用这个快照（保证多次读结果一致）；
  • Serializable（串行化）：最严格的隔离级别，快照读会退化为当前读（加锁阻塞，完全放弃并发）。

重点：MySQL默认隔离级别是RR（可重复读），正是靠MVCC的"快照复用"实现了"可重复读"，避免了"不可重复读"问题。

1.3 MVCC核心定义：多版本并发控制

MVCC 全称 Multi-Version Concurrency Control（多版本并发控制），官方定义：通过维护数据的多个版本，让读写操作不冲突，从而实现非阻塞读的并发控制技术。

核心要点拆解：

  • "多版本"：每条数据被修改时，都会生成一个新的版本，旧版本保留（存在Undo Log中）；
  • "并发控制"：通过规则让不同事务读取到自己"有权限"的版本，实现读写不阻塞；
  • 实现载体：快照读（简单select）是MVCC的具体应用场景，当前读不依赖MVCC。

二、 MVCC三大支柱：隐藏字段、Undo Log、ReadView

MVCC不是单一技术，而是由"数据记录的隐藏字段 ""Undo Log版本链 ""ReadView（读视图）"三个组件协同实现的。就像"时光相册"能正常使用，需要"照片的元信息""相册的排序""访问相册的权限清单"三者配合。

1. 隐藏字段：每条记录的"身份证"

InnoDB引擎会给每张表的每条记录，自动添加3个隐藏字段（不用手动定义，数据库底层维护），用于标记数据的版本和关联历史版本：

bash 复制代码 
-- 实际存储结构（你看不到，但确实存在）
CREATE TABLE invisible_fields (
    id INT PRIMARY KEY,
    -- 以下是隐藏字段 --
    DB_TRX_ID BIGINT,     -- 最后修改的事务ID
    DB_ROLL_PTR POINTER,  -- 指向上一个版本的指针
    DB_ROW_ID BIGINT,     -- 隐藏主键（如果没有主键）
    -- 你的表字段 --
    name VARCHAR(50),
    age INT
);

字段详解：

  • DB_TRX_ID：最后修改这条记录的事务ID。（事务ID是自增的，越大表示事务越新）。比如：事务10插入一条记录，DB_TRX_ID=10；之后事务20修改了这条记录，DB_TRX_ID就更新为20。
  • DB_ROLL_PTR：指向这条记录上一个版本的指针（类似链表），相当于"时光相册"里的"上一张照片"索引。旧版本的数据存在Undo Log中，通过这个指针就能串联起所有历史版本，形成"版本链"。
  • DB_ROW_ID：隐藏主键，保证每行记录唯一。如果表没有手动指定主键（PRIMARY KEY），InnoDB会自动生成这个隐藏字段作为主键（自增）；如果表已有主键，这个字段就不会生成。作用是保证每条记录的唯一性，和MVCC的版本控制间接相关。

可视化理解 ：一条记录的结构就像"照片+标签"------数据内容是"照片"，DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR是"标签"，标注了这张照片的"拍摄者（事务ID）"和"上一张照片的位置（回滚指针）"。

2. Undo Log(回滚日志)：数据的"后悔药"和"时光胶囊"

Undo Log不仅是回滚工具，还是MVCC的"版本库"：

bash 复制代码 
// Undo Log的两种角色
class UndoLog {
    // 1. 回滚日志（事务失败时撤销操作）
    function rollback() {
        // 回滚INSERT：删除新记录
        // 回滚UPDATE：恢复旧值
        // 回滚DELETE：恢复已删除记录
    }
    
    // 2. MVCC版本链（存储历史版本）
    function createVersionChain() {
        // 每次修改都保留旧版本
        // 新版本指向旧版本，形成链表
    }
}

先回顾Undo Log的核心特性

  • Insert操作的Undo Log：只在事务回滚时需要，事务提交后会立即删除（因为插入的记录只有当前事务可见，其他事务不会读插入前的"空版本"）；
  • Update/Delete操作的Undo Log：不仅用于回滚，还用于MVCC的快照读（其他事务可能需要读修改前的旧版本），所以事务提交后不会立即删除，要等没有事务需要这个版本时才会被清理（由purge线程负责）。

Undo Log版本链的形成过程

当不同事务或同一事务多次修改同一条记录时，会生成多条Undo Log，这些日志通过"回滚指针（DB_ROLL_PTR）"串联成一条"版本链"。版本链的特点：

  • 链表的"头部"：最新的旧版本（离当前时间最近的修改版本）；
  • 链表的"尾部"：最早的旧版本（第一次修改前的原始版本）；
  • 每条版本都包含自己的DB_TRX_ID（修改该版本的事务ID）和DB_ROLL_PTR（指向上一个版本的指针）。

示例：版本链如何生成？

假设表user(id, name)（id为主键），有3个事务依次修改同一条记录（id=1，初始name="张三"）：

  1. 事务10（TRX_ID=10）：将name改为"李四"，生成一条Update Undo Log，记录旧值name="张三"，DB_TRX_ID=10，DB_ROLL_PTR指向null（此时是第一个版本）；
  2. 事务20（TRX_ID=20）：将name改为"王五"，生成一条Update Undo Log，记录旧值name="李四"，DB_TRX_ID=20，DB_ROLL_PTR指向事务10生成的版本；
  3. 事务30（TRX_ID=30）：将name改为"赵六"，生成一条Update Undo Log，记录旧值name="王五"，DB_TRX_ID=30，DB_ROLL_PTR指向事务20生成的版本。

最终形成的版本链：

bash 复制代码 
【当前最新版本（name="赵六"，TRX_ID=30）】 ← 【版本2（name="王五"，TRX_ID=20）】 ← 【版本1（name="李四"，TRX_ID=10）】 ← 【原始版本（name="张三"）】

3. ReadView(读视图)：决定你能看到什么

有了"版本链"（时光相册里的所有照片），还需要一个"规则 "来判断：当前事务能读取版本链中的哪一个版本？这个规则就是 ReadView （读视图）。
ReadView的核心作用：记录并维护"当前系统中活跃的事务ID"（未提交的事务），作为快照读时判断版本可见性的依据。就像"访问相册的权限清单"，规定了哪些"照片（版本）"可以看。

bash 复制代码 
class ReadView {
    // 四个核心属性
    long creator_trx_id;  // 创建者的事务ID
    long[] m_ids;         // 活跃事务ID列表（未提交的事务）
    long min_trx_id;      // 最小活跃事务ID
    long max_trx_id;      // 最大事务ID + 1
    
    // 核心方法：判断版本是否可见
    boolean isVisible(Version version) {
        // 判断逻辑（后面详细讲解）
    }
}

ReadView的4个核心字段

每个ReadView都包含4个固定字段，用于判断版本可见性：

  • m_ids：当前活跃的事务ID集合（所有未提交的事务ID列表）；
  • min_trx_id：当前活跃事务ID中的最小值（最小的"未提交事务ID"）；
  • max_trx_id：预分配的下一个事务ID（当前系统中最大的事务ID + 1，因为事务ID是自增的）；
  • creator_trx_id：创建这个ReadView的事务ID（当前执行快照读的事务ID）。

三、 版本链访问规则：判断是否可见

快照读时，InnoDB会先生成ReadView，再从版本链的"头部"（最新旧版本）开始，依次判断每个版本的DB_TRX_ID（修改该版本的事务ID）是否符合规则。如果符合，就读取这个版本；如果不符合，就通过回滚指针找下一个版本，直到找到符合规则的版本（或版本链结束，返回空）。

1. 判断版本可见性的四大规则

bash 复制代码 
// 简化版可见性判断逻辑
boolean isVersionVisible(Version version, ReadView readView) {
    // 规则1：自己修改的，自己能看到
    if (version.trx_id == readView.creator_trx_id) {
        return true;
    }
    
    // 规则2：版本事务ID < 最小活跃事务ID → 已提交，可见
    if (version.trx_id < readView.min_trx_id) {
        return true;
    }
    
    // 规则3：版本事务ID >= 最大事务ID → 将来事务创建的，不可见
    if (version.trx_id >= readView.max_trx_id) {
        return false;
    }
    
    // 规则4：版本事务ID在活跃事务列表中 → 未提交，不可见
    if (readView.m_ids.contains(version.trx_id)) {
        return false;
    }
    
    // 其他情况：事务已提交且不在活跃列表中，可见
    return true;
}

以下是通用的版本可见性判断规则（RC和RR隔离级别共用这组规则，差异仅在于ReadView的生成时机）：

  1. 如果当前版本的DB_TRX_ID == creator_trx_id（修改这个版本的事务，就是当前执行快照读的事务）：
    → 可见（自己修改的版本，自己当然能看）；
  2. 如果当前版本的DB_TRX_ID < min_trx_id（修改这个版本的事务，在当前所有活跃事务之前就已提交）：
    → 可见（事务已提交，其修改的版本对其他事务可见）；
  3. 如果当前版本的DB_TRX_ID >= max_trx_id（修改这个版本的事务，是在当前ReadView生成之后才启动的）：
    → 不可见（事务还没开始，其修改的版本还没生成，自然看不到）；
  4. 如果当前版本的min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（修改这个版本的事务，在当前活跃事务范围内）：
    → 再判断DB_TRX_ID是否在m_ids（活跃事务集合）中：
    • 若在：不可见（事务未提交，其修改的版本还不能被其他事务看）；
    • 若不在：可见（事务已提交，其修改的版本对其他事务可见）。

简化记忆：

  • 自己改的：能看；
  • 比所有未提交事务都早提交的：能看；
  • 还没开始的事务改的：不能看；
  • 正在运行（未提交）的事务改的：不能看；已提交的：能看。

2. 实战示例：银行账户余额变化

假设账户初始余额为1000元：

bash 复制代码 
-- 事务执行顺序
-- 事务100：INSERT INTO accounts(id, balance) VALUES(1, 1000);
-- 事务101：UPDATE accounts SET balance = 800 WHERE id = 1;
-- 事务102：UPDATE accounts SET balance = 900 WHERE id = 1;
-- 事务103：SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1;  -- 此时事务101已提交，事务102未提交

版本链：

bash 复制代码 
V3: balance=900 (trx_id=102, 未提交) ← 指向 V2
     ↑
V2: balance=800 (trx_id=101, 已提交) ← 指向 V1
     ↑
V1: balance=1000 (trx_id=100, 已提交) ← 链表尾部
  • DB_TRX_ID：102
  • m_ids：[102]；
  • min_trx_id：[102]；
  • max_trx_id：[104]；
  • creator_trx_id：创建这个ReadView的事务ID（当前执行快照读的事务ID）。

不同事务的读取结果：

  • 事务103（创建ReadView时活跃事务：[102]）：

    • 检查V3：trx_id=102在活跃列表中 → 不可
    • 检查V2：trx_id=101 < min_trx_id → 可见 → 返回800

  • 如果是事务102自己查询：

    • 检查V3：trx_id=102 = creator_trx_id → 可见 → 返回900

四、 隔离级别的实现差异

1. READ COMMITTED（读已提交）

核心特点 ：每次快照读都创建新的ReadView。这意味着，每次快照读都会获取"当前最新的活跃事务状态"，只能读到"已提交的最新版本"。

示例场景：

事务A（TRX_ID=100）执行快照读，此时系统中有活跃事务B（TRX_ID=200，未提交）和已提交事务C（TRX_ID=150）。

  1. 第一次select ：生成ReadView（m_ids=[200], min_trx_id=200, max_trx_id=201, creator_trx_id=100）；
    → 版本链中，事务C（150）的版本符合规则（150 < 200），读取事务C的版本；
  2. 事务B提交（TRX_ID=200）；
  3. 第二次select ：重新生成ReadView（m_ids=[], min_trx_id=201, max_trx_id=201, creator_trx_id=100）；
    → 版本链中，事务B（200）的版本符合规则（200 < 201），读取事务B的版本；
  4. 结论：两次select读到不同版本（不可重复读），这就是RC隔离级别的特点。

2. REPEATABLE READ（可重复读）

核心特点 ：一个事务中，只有第一次执行select （快照读）时生成ReadView，后续所有快照读都复用这个ReadView。这意味着，后续即使有其他事务提交，当前事务也不会看到其修改的版本，从而实现"可重复读"。

示例场景： ：

用上面的场景：事务A（TRX_ID=100）执行快照读，系统中有活跃事务B（TRX_ID=200，未提交）和已提交事务C（TRX_ID=150）。

  1. 第一次select ：生成ReadView（m_ids=[200], min_trx_id=200, max_trx_id=201, creator_trx_id=100）；→ 读取事务C（150）的版本；
  2. 事务B提交（TRX_ID=200）；
  3. 第二次select ：复用第一次的ReadView（m_ids仍为[200]，min_trx_id仍为200）；
    → 事务B的DB_TRX_ID=200，在m_ids中（虽然事务B已提交，但ReadView没更新，仍认为它是活跃的），所以事务B的版本不可见；继续找下一个版本，还是读取事务C（150）的版本；
  4. 结论：两次select读到相同版本（可重复读），这就是MySQL默认隔离级别的实现原理。

关键差异 ：RC和RR的版本访问规则完全相同，唯一差异是ReadView的生成时机------RC每次快照读都生成新的，RR只生成一次并复用。这也是MVCC实现不同隔离级别一致性的核心。

3. 两种隔离级别的对比

特性 READ COMMITTED REPEATABLE READ
ReadView创建时机 每次快照读都创建 第一次快照读创建
可见性变化 能看到其他事务的已提交修改 看不到其他事务的已提交修改
幻读问题 可能出现幻读 通过MVCC避免幻读
适用场景 数据实时性要求高 数据一致性要求高
性能影响 频繁创建ReadView，开销较大 ReadView复用，开销较小

五、 MVCC完整工作流程

1. 数据插入流程

bash 复制代码 
-- 插入一条新记录
INSERT INTO users(id, name, age) VALUES(1, '张三', 25);

-- MVCC内部执行：
-- 1. 分配事务ID（假设trx_id=100）
-- 2. 设置隐藏字段：
--    DB_TRX_ID = 100
--    DB_ROLL_PTR = NULL（没有历史版本）
-- 3. 创建Undo Log（用于回滚）

2. 数据更新流程

bash 复制代码 
-- 更新记录
UPDATE users SET age = 26 WHERE id = 1;

-- MVCC内部执行（假设事务ID=101）：
-- 1. 创建新版本（Copy-on-Write）
-- 2. 设置新版本：
--    DB_TRX_ID = 101
--    DB_ROLL_PTR → 指向旧版本
-- 3. 修改旧版本的DB_ROLL_PTR指向新版本
-- 4. 创建Undo Log记录旧值

3. 数据读取流程

bash 复制代码 
-- 读取记录（假设在事务102中）
SELECT * FROM users WHERE id = 1;

-- MVCC内部执行：
-- 1. 找到记录的最新版本（DB_TRX_ID=101）
-- 2. 创建ReadView（或在RR中复用已有）
-- 3. 从最新版本开始，沿版本链回溯：
--    a. 检查版本101：是否可见？
--    b. 如果不，继续检查版本100
--    c. 找到第一个可见的版本返回

六、 MVCC与锁的协同工作

1. 什么时候用MVCC？什么时候用锁？

bash 复制代码 
-- 场景1：只读查询 → 使用MVCC（快照读）
SELECT * FROM products WHERE category = '电子产品';
-- 不加锁，读取历史版本，不影响其他事务写操作

-- 场景2：读写冲突 → 使用锁（当前读）
SELECT * FROM orders WHERE id = 100 FOR UPDATE;
UPDATE orders SET status = '已发货' WHERE id = 100;
-- 加锁，确保数据一致性

-- 场景3：混合场景 → MVCC + 锁
BEGIN;
-- 快照读：使用MVCC读取库存
SELECT stock FROM products WHERE id = 1;  -- MVCC
-- 当前读：修改库存时加锁
UPDATE products SET stock = stock - 1 WHERE id = 1;  -- 加锁
COMMIT;

2. MVCC的优势与局限

优势：

  • 高并发：读写不冲突，大幅提升并发性能
  • 无阻塞读：读取操作永远不需要等待
  • 避免死锁：读操作不加锁，减少死锁概率
  • 实现隔离级别：支持RC和RR隔离级别

局限：

  • 存储开销：需要额外空间存储多版本
  • 版本清理：需要定期清理过期版本
  • 写冲突：写操作仍然需要加锁处理
  • 历史数据：长期运行的事务可能阻止旧版本清理

七、 实战：MVCC如何解决并发问题

1. 脏读问题解决

bash 复制代码 
-- 事务A
BEGIN;
UPDATE accounts SET balance = balance - 100 WHERE id = 1;  -- 未提交

-- 事务B（使用MVCC）
BEGIN;
-- 脏读：如果事务B能读到未提交的修改，就是脏读
SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1;  -- MVCC会返回之前已提交的版本
-- 结果：不会看到事务A未提交的修改

2. 不可重复读问题解决

bash 复制代码 
-- 事务A
BEGIN;
SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1;  -- 返回1000

-- 事务B提交修改
UPDATE accounts SET balance = 800 WHERE id = 1;
COMMIT;

-- 事务A再次查询
SELECT balance FROM accounts WHERE id = 1;  -- 在RR级别下，MVCC保证仍返回1000
-- 结果：可重复读

3. 幻读问题解决

bash 复制代码 
-- 事务A
BEGIN;
SELECT COUNT(*) FROM orders WHERE status = 'pending';  -- 返回5

-- 事务B插入新记录
INSERT INTO orders(status) VALUES ('pending');
COMMIT;

-- 事务A再次查询
SELECT COUNT(*) FROM orders WHERE status = 'pending';  -- 在RR级别下，MVCC保证仍返回5
-- 结果：没有幻读

八、 MVCC性能优化与监控

1. 监控MVCC相关指标

bash 复制代码 
-- 查看Undo Log使用情况
SHOW ENGINE INNODB STATUS\G
-- 查看"TRANSACTIONS"部分的History list length

-- 查看长事务（可能阻止版本清理）
SELECT * FROM information_schema.INNODB_TRX
WHERE TIME_TO_SEC(TIMEDIFF(NOW(), trx_started)) > 60;

-- 查看等待清理的版本
SELECT 
    NAME AS table_name,
    NUM_ROWS,
    CLUST_INDEX_SIZE,
    OTHER_INDEX_SIZE
FROM information_schema.INNODB_SYS_TABLESTATS;

2. 优化建议

bash 复制代码 
-- 1. 控制事务大小，及时提交
-- 不好的做法：
BEGIN;
-- 执行大量操作...
-- 长时间不提交，占用版本链
COMMIT;

-- 好的做法：
BEGIN;
-- 快速完成操作
COMMIT;

-- 2. 避免长查询
-- 设置查询超时
SET max_execution_time = 5000;  -- 5秒超时

-- 3. 定期维护
-- 在业务低峰期执行
OPTIMIZE TABLE large_table;

九、 常见问题解答

Q1：MVCC能完全避免锁吗 ？
A：不能。MVCC主要优化了读操作，避免了读锁。但写操作仍然需要加锁来保证数据一致性，尤其是：

  • 当前读操作（SELECT ... FOR UPDATE）
  • INSERT、UPDATE、DELETE操作
  • 唯一约束检查

Q2：版本链会无限增长吗？
A ：不会。InnoDB有purge线程专门清理不再需要的旧版本。清理条件：

  • 没有活跃事务需要这个版本
  • 版本已提交且超过一定时间
  • Undo Log空间需要回收

Q3：MVCC对存储有什么影响？
A：MVCC会增加存储开销，主要体现在：

  • 额外字段：每行数据多3个隐藏字段
  • Undo Log：存储历史版本
  • 版本链 ：维护多个版本
    但相比带来的并发性能提升，这个开销通常是值得的。

Q4：为什么RC级别下能看到已提交的修改？
A：因为RC级别每次快照读都创建新的ReadView，新的ReadView能看到之前已提交的事务。

Q5：MVCC和锁哪个性能更好？
A：不同场景适用不同技术：

  • 高并发读 ：MVCC性能远优于锁
    -高并发写：锁机制更直接高效
  • 混合负载：MVCC+锁的组合最优

十、 总结

MVCC的本质的是"用空间换时间"：通过保留数据的历史版本（占用Undo Log空间），避免了读写操作的阻塞（节省并发等待时间）。其核心逻辑可以总结为：

  1. 数据修改时：生成新版本，记录DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR，旧版本存入Undo Log并串联成版本链；
  2. 快照读时：生成ReadView（RC每次生成，RR只生成一次）；
  3. 版本判断：从版本链头部开始，用ReadView的规则判断版本可见性，找到符合规则的版本并读取。

MVCC的核心价值

  • 高并发：实现读写不阻塞，大幅提升并发访问性能（MySQL能支撑高并发，MVCC功不可没）；
  • 一致性：配合隔离级别，实现不同程度的数据一致性（如RR的可重复读）；
  • 高效回滚：Undo Log不仅支撑MVCC，还支撑事务回滚，一举两得。

必记的核心要点

  • MVCC只作用于快照读（简单select），当前读（加锁select、DML）不依赖MVCC；
  • 三大核心组件：隐藏字段（DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR）、Undo Log版本链、ReadView；
  • RC和RR的差异：ReadView生成时机不同（每次vs一次），导致是否可重复读；
  • Undo Log的作用：回滚 + 存储数据历史版本（支撑MVCC）。
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