mysql MVCC(多版本并发控制)的实现原理

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MVCC（multiversion concurrency control）多版本并发控制的意思。InnoDB是一个多版本存储引擎。会保留多个行记录修改的历史版本来支持事务的并发特性和回滚。MVCC是一种提高事务并发的一种技术，事务的一致性非锁定读（Consistent Nonlocking Reads）就是通过MVCC来实现。一致性非锁定读意思InnoDB使用多版本控制向查询提供数据库在某个时间点的快照数据。查询查看在该时间点之前提交的事务所做的更改。整个过程是无锁的。数据库多个事务并发存在读读、读写和写写操作。其中读读可以不需要控制，因为不会修改数据库数据。写写需要借助锁来阻塞执行。读写这里就可以使用多版本控制来实现并发不需要借助锁，提高数据库并发。

一致性读不会在所访问的表上加任何锁，不会影响其它事务对表进行读取和修改。

undo log

事务过程中修改会保留数据库多个版本记录，这些不同的行数据版本存储在重做日志(undo log)中。重做日志存储在undo tablespace中。mysql8在数据库初始化时undo tablespace 会默认创建两个，在数据目录下innodb_undo_001和innodb_undo_002两个文件，可以通过innodb_undo_directory设置存放位置，默认是在数据目录下。每个undo tablespace根据数据页(innodb_page_size)大小不同,数据页大小默认16kb情况下，8.0.23前默认10MB,往后版本是16MB.

每个undo tablespace又被划分成128个回滚段（ rollback segments）,每个回滚段由多个undo slot组成，也称作undo log segment。undo slot的数量和InnoDB数据页的大小有关系。undo slot数量=innodb_page_size/16。数据页默认大小16kb情况下，每个回滚片段上undo slot数量就是1024个。这样一个undo slot的大小= undo tablespace大小/(128*1024)

列一下上面几个值的大小：

一个undo tablespace大小：16MB

一个undo tablespace分成128个回滚段（rollback segment），回滚段的大小为128KB

一个回滚段有1024个slot（undo log segment），一个slot的大小为128bytes。

一般情况下一个undo log segment只存储一个事务执行过程中产生的一组undo日志。当然如果事务提交可能undo log segment会被其它事务复用的情况。如果一个事务的操作较多，一个undo log segment可能存储不下就会使用多个undo log segment。可以用上面几个参数来初步衡量数据库支持读写事务并发的能力。

如果每一个并发事务只有一种写操作，则数据库并发能力：

undo slot数量（innodb_page_size / 16）* 回滚段数量 * undo空间数量

当然一个事务可能存在多个操作，如下面要说的日志类型，insert和更新（update、delete）会存放在不同的undo log segment上，这会导致该值变小。这也只是一个理论评估值。

undo log日志类型

在介绍undo log记录格式前先回忆下行数据记录前面说的几个隐藏列：

1、6字节的事务ID（DB_TRX_ID），事务ID是数据库全局自增的。

2、7字节的回滚指针（DB_ROLL_PTR），回滚指针指向回滚片段中一个undo log记录，如果一行被修改，会记录一条包含修改之前的内容的undo log记录，用来回滚时使用。对于新插入行不存在上个版本，roll_pointer是空。

3、6字节的行记录ID (DB_ROW_ID)

每一个undo log记录都会有一个undo_no。每个事务中都是从0开始递增，事务没有提交，每生成一个undo log记录，该日志对应undo_no就+1。这样当事务回滚时候就可以按照undo_no顺序逆序进行回滚。

undo log分两种插入和更新undo log。更新包括修改和删除。之所以插入类型单独一种，是因为插入只有当前事务可见，在事务提交或回滚后该日志可以立即清理回收。更新类undo日志也用于一致性读操作，当生成该更新undo log记录的事务提交后，当前数据版本可能还会被其它并发事务使用，因此不能立即回收清理，只有当InnoDB中所有事务快照对当前日志都没有引用时，这些日志才会被丢弃。使用异步purge线程来清理回收更新undo log空间。

因此建议及时进行事务提交，否则回滚片段会变的特别长，影响数据库并发能力。

insert undo log：

事务在insert操作时产生的undo log。这种操作undo log只要记录行数据对应的表ID和主键就可以了，实际行数据还是存储在表空间里。因为insert操作的记录，只对当前事务本身可见，不存在版本链中，这种undo log可以在事务提交后直接删除。

delete undo log

事务在delete操作时，delete操作首先会修改行记录的删除标识为1，行数据并未真正删除。然后记录undo log。delete 类型undo log除了记录对应表ID和被删除数据主键信息外，还会记录原记录对应旧的事务ID(trx_id)和回滚指针(roll_pointer)。

update undo log

事务在更新操作时，会记录一条更新undo log。里面有表ID，主键ID，旧记录事务ID和旧记录回滚指针。另外还会记录被更新列数，和被更新各列的原值，如果事务回滚就可以根据该条undo log记录恢复数据至本次update前。多个事务对同一行记录进行修改，在多次更新后，roll_pointer就形成了一个版本链（多版本）。每个事务能看到的数据记录值要依赖后面要说的readview来确定。

readview

readview是当前事务对数据可见性的一个视图规则，其中涉及到以下几个参数：

  • creator_trx_id 创建当前事务的事务ID
  • rw_trx_ids 当前读视图快照生成时所有的读写事务ID列表（执行中还未提交）
  • min_trx_id 活跃读写事务列表（rw_trx_ids ）最小值。被称作低水位（low water mark）。
  • max_trx_id 当前数据库中事务最大ID+1,也就是此刻还未开始的事务，称作高水位（high water mark）。

当前事务读快照生成可读性遵循以下规则：

1、如果数据对应trx_id<min_trx_id 表示这个版本是已提交的事务这个数据是可见的。

2、如果数据对应trx_id>=max_trx_id 表示数据版本是在当前事务创建后生成的，不可见。

3、如果数据对应trx_id在min_trx_id 和max_trx_id 之间，要分两种情况进行判断。如果trx_id在活动事务列表rw_trx_ids 中，则当前事务不可见；反之可见。

​ 这里第一种情况很好理解，因为是另一个活跃事务修改记录未提交，当前事务不可见。而不在rw_trx_ids中是什么情况呢？这种就是比min_trx_id 开启的晚但是比min_trx_id 提交的早。举个例子来理解下：

假设同时5个事务并发,id分别是[100,101,102,103,104,105]。执行过程中100，102，103相继提交。运行中事务列表变长[101,104,105]。这个时候新开事务106。分析下上面几个值

{	
  creator_trx_id :106,
  rw_trx_ids :[101,104,105],
  min_trx_id :101,
  max_trx_id :107
}

根据规则当前事务106是能看到102和103数据的。这就是第二种情况的意思。

4、当前事务可以看到自己修改的数据版本。即数据版本trx_id=creator_trx_id 。

可重复读和读已提交两个隔离级别创建readview的时机机制有一些差别。 可重复读是在事务开始时刻，确切地说是第一个读操作创建readview的，往后整个事务的一致性读数据都来自这个readview；读已提交是在每次读操作都创建一个对应的readview，多次select会根据此刻数据库事务创建不同版本的快照。

快照读和当前读

一个读写事务中即包含数据读和数据写两部分。 上面说的readview版本可见性是适用于读数据，在事务中也称为快照读。

但是对于一个事务的写操作，写操作中如果涉及数据读取，如update test set balance=banace+1 where id=1;会先读取balance的值，这个时候读取就不会使用快照读。写操作通常会有锁的存在，会读取当前最新版本数据也称作当前读。这里当前读是更新语句此刻已提交的最新值，会和本事务第一个readview读生成的快照读有一定的时间差。如果同时多个事务进行写操作，会有锁等待。

实例测试

上面说了那么多理论，使用实际例子来验证测试下，便于理解。还是使用上一篇介绍事务隔离级别的表。

CREATE TABLE account (
 id int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
 balance int(11) DEFAULT NULL,
 PRIMARY KEY (id)
) ENGINE=InnoDB;
insert into account(balance) values(0),(0),(0);

mysql> select * from account;
+----+---------+
| id | balance |
+----+---------+
|  1 |       0 |
|  2 |       0 |
|  3 |       0 |
+----+---------+
3 rows in set (0.00 sec)

默认隔离级别可重复读下，默认自动提交，开启三个事务

session1 session2 session3
T1 start transaction;
select balance from account where id=1;
T2 开启事务更新数据
start transaction;
update account set balance=1 where id=1;
T3 select balance from account where id=1;
T4 commit;
T5 select balance from account where id=1;
T6 update account set balance=balance+1 where id=1;
T7 update account set balance=balance+1 where id=1;
T8 select balance from account where id=1;
T9 commit
T10 select * from account where id=1;

T1时刻，session1读取快照版本 balance=0

T2时刻，session2更新为1不提交

T3时刻，session1读取balance仍然为T1时刻快照balance=0

T4时刻，session2提交更新

T5时刻，session1读取balance仍然为T1时刻快照balance=0

T6时刻，sessioin1更新，会尝试对id=1记录加锁，并且使用当前读读取balance最新值+1，这时候可以读取到T4时刻session2提交的记录balance=1，最后执行更新balance=balance+1=2。未提交

T7时刻，session3直接更新数据，默认事务自动提交。尝试对id=1记录加锁。由于T6更新未提交，这里T7会进入阻塞等待

T8时刻，查询balance结果为2，可以看到自己T6时刻修改的版本数据

T9时刻，session1提交释放锁，session3的锁等待结束，执行更新自动提交。

T10时刻，session3查看结果balance=3，在T9 session1提交版本基础上修改。

本图文内容来源于网友网络收集整理提供，作为学习参考使用，版权属于原作者。
THE END
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