MySQL事务(下)---MySQL InnoDB MVCC 与 Read View：从隐藏列、Undo Log 到 RR 与 RC 的本质区别

目录

1.如何理解隔离性2

读-写

3个记录隐藏列字段

[undo 日志](#undo 日志)

[模拟 MVCC](#模拟 MVCC)

[Read View](#Read View)

[read view实验](#read view实验)

[2.RR 与 RC的本质区别](#2.RR 与 RC的本质区别)

[RR 与 RC的本质区别](#RR 与 RC的本质区别)

---

1.如何理解隔离性2

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

1.每个事务都要有自己的事务ID，可以根据事务ID的大小，来决定事务到来的先后顺序

2.mysqld可能会面临多个事务的情况，事务也有自己的生命周期，mysqld要对多个事务进行管理。
先描述，再组织！事务在我看来，mysqld中一定是对应的一个或者一套结构体对象/类对象，事务也要有自己的结构体。对事务的管理工作，就变成了对事务的增删查改。

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

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, 即记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了

  [root@iZ5waahoxw3q2bZ ~]# mysql -uroot -p

  mysql> use test_db;
  Reading table information for completion of table and column names
  You can turn off this feature to get a quicker startup with -A

  Database changed
  mysql> show tables;
  +---------------------+
  | Tables_in_test_db |
  +---------------------+
  | account |
  | class |
  | duplicate_table |
  | exam_result |
  | for_delete |
  | myclass |
  | old_duplicate_table |
  | pick_course |
  | stu |
  | student |
  | students |
  | t1 |
  | t10 |
  | t11 |
  | t12 |
  | t13 |
  | t14 |
  | t15 |
  | t16 |
  | t2 |
  | t3 |
  | t4 |
  | t5 |
  | t6 |
  | t7 |
  | t8 |
  | t9 |
  | test |
  | test_key |
  | tt21 |
  | tt22 |
  | user |
  | votes |
  +---------------------+
  33 rows in set (0.00 sec)

  mysql> drop table student;
  Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

  mysql> create table if not exists student(
  -> name varchar(11) not null,
  -> age int not null
  -> );
  Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

  mysql> desc student;
  +-------+-------------+------+-----+---------+-------+
  | Field | Type | Null | Key | Default | Extra |
  +-------+-------------+------+-----+---------+-------+
  | name | varchar(11) | NO | | NULL | |
  | age | int(11) | NO | | NULL | |
  +-------+-------------+------+-----+---------+-------+
  2 rows in set (0.01 sec)

  mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
  Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

  mysql> select * from student;
  +--------+-----+
  | name | age |
  +--------+-----+
  | 张三 | 28 |
  +--------+-----+
  1 row in set (0.00 sec)

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。

undo 日志

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。

模拟 MVCC

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	9	1	null

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student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)

  | 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	9	1	0xaa

  假设0xaa指向原来的

• 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。

  | 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) |

  李四	28	10	1	0xaa

  undo log

  | 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	9	1	null

• 事务10提交，释放锁。

此时，最新的记录是'李四'那条记录。

• 现在又有一个事务11，对student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。

| 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) |

李四	38	11	1	0xbb

undo log

| 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) |

李四	28	10	1	0xaa

| 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	9	1	null

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。

思考

上面是以更新（`upadte`）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。(这个我们后面重点讨论)

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？

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，即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,我们简化了一下

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...
};

m_ids; //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID

up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)

low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事

务ID的 最大值+1(也没有写错)

creator_trx_id //创建该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！

read view 是一个对象，值初始化之后，不变了(一次)

read view是事务可见性的一个类，不是事务创建出来，就会有read view。而且当这个事务(已经存在)，首次进行快照读的时候，mysql形成read view！

---

read view实验

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 Read View

m_ids; // 1,3 正在活跃的事务id

up_limit_id; // 1 记录m_ids列表中事务ID最小的ID

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

ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的 最大值+1

creator_trx_id // 2 创建该ReadView的事务ID

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不在当前的活跃事务中。

//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

2.RR 与 RC的本质区别

当前读和快照读在RR级别下的区别

终端12
--设置RR模式下测试
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

--退出重进
mysql> quit;
Bye
[root@iZ5waahoxw3q2bZ ~]# mysql -uroot -p

mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

--依旧用之前的表
mysql> use test_db;
Reading table information for completion of table and column names
You can turn off this feature to get a quicker startup with -A

Database changed

终端1
mysql> desc user;
+-------+-------------+------+-----+---------+-------+
| Field | Type        | Null | Key | Default | Extra |
+-------+-------------+------+-----+---------+-------+
| id    | int(11)     | NO   | PRI | NULL    |       |
| age   | int(11)     | NO   |     | NULL    |       |
| name  | varchar(16) | NO   |     | NULL    |       |
+-------+-------------+------+-----+---------+-------+
3 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from user;
+----+-----+-----------+
| id | age | name      |
+----+-----+-----------+
|  1 |  56 | 欧阳锋    |
|  2 |  26 | 黄蓉      |
|  3 |  18 | 杨过      |
|  4 |  16 | 小龙女    |
|  5 |  36 | 郭靖      |
+----+-----+-----------+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> delete from user;
Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from user;
Empty set (0.00 sec)

--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)

mysql> select * from user;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  15 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

用例1

终端12
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from user;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  15 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

终端1
mysql> update user set age=18 where id=1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

终端2
mysql> select * from user;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  15 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from user lock in share mode;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  18 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

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

看到的 15，是基于 REPEATABLE-READ（可重复读，MySQL默认隔离级别） 下的 MVCC（多版本并发控制） 机制。

假设操作顺序是这样的：

1. 事务1 开启事务，还没提交。

2. 事务2 开启事务，先执行第一次 select * from user（快照读）。

   • 此时，事务2会生成一个一致性视图。

   • 在这个视图里，它看到的是旧数据 age=15。

3. 事务1 执行 update set age=18，并 commit。

4. 事务2 再次执行 select * from user（快照读）。

   • 因为在 REPEATABLE-READ 级别下，普通 select 是快照读，它会继续使用之前生成的视图，所以依然读到 age=15。

5. 事务2 执行 select ... lock in share mode（当前读）。

   • 当前读会去读取最新的已提交数据，所以读到 age=18。

用例2

终端12
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

终端1
mysql> select * from user;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  18 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> update user set age=28 where id=1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)


终端2
mysql> select * from user lock in share mode;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  28 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from user;
+----+-----+--------+
| id | age | name   |
+----+-----+--------+
|  1 |  28 | 黄蓉   |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)

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

read view形成的时机的不同，会影响事务的可见性！

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。

感谢你的观看，期待我们下次再见！