MySQL:简述多版本并发控制MVCC

2024-08-30 09:04

本文主要是介绍MySQL:简述多版本并发控制MVCC,希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值,需要的开发者们随着小编来一起学习吧!

一、MVCC的概念

1、MVCC

数据库并发场景有三种,分别为:
(1)读读:不存在任何问题,也不需要并发控制。
(2)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。
(3)写写:有线程安全问题,可能存在更新丢失问题。

MVCC,全称Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制。是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制,也就是为事务分配单项增长的时间戳,为每个修改保存一个版本,版本与事务时间戳关联,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:
(1)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;
(2)解决脏读、幻读、不可重复读等事务隔离问题,但是不能解决更新丢失问题。

2、当前读

像共享锁、排它锁、update、insert、delete这些操作都是一种当前读,为什么叫当前读?就是它读取的是记录的最新版本,读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录,会对读取的记录进行加锁。

-- 共享锁
select lock in share mode();
-- 排他锁
select ... for update;

3、快照读

像不加锁的select操作就是快照读,即不加锁的非阻塞读。快照读的前提是隔离级别不是串行级别,串行级别下的快照读会退化成当前读。

快照读的实现是基于多版本并发控制,即MVCC,可以认为MVCC是行锁的一个变种,但它在很多情况下,避免了加锁操作,降低了开销;既然是基于多版本,即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本,而有可能是之前的历史版本。

二、MVCC的实现原理

MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个隐式字段、Undo日志、ReadView三个组件来实现的。

MVCC 的实现方式:本质上,MVCC 就是用 UndoLog 链表实现。事务以排它锁的方式修改原始数据,把修改前的数据存放于 UndoLog,通过回滚指针与数据关联,如果修改成功,什么都不做,如果修改失败,则恢复 UndoLog中的数据。

1、隐式字段

InnoDB 每个聚簇索引都有 4 个隐藏字段,分别是主键(ROW_JD),最近更改的事务ID(TRX_ID),UndoLog 的指针(隔离核心),索引删除标记(当删除时,不会立即删除,而是打标记,然后异步删除)。本质上,MVCC 就是用 UndoLog 链表实现。
(1)DB_ROW_JD:6字节,隐藏的主键,如果数据表没有主键,那么innodb会自动生成一个6字节的row_id。
(2)DB_TRX_ID:6字节,最近修改事务id,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id,是MVCC的核心。
(3)DB_ROLL_PTR:7字节,回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合UndoLog,指向上一个旧版本。
在这里插入图片描述

2、UndoLog

UndoLog被称之为回滚日志,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志。
(1)当进行insert操作的时候,产生的UndoLog只在事务回滚的时候需要,并且在事务提交之后可以被立刻丢弃。
(2)当进行update和delete操作的时候,产生的UndoLog不仅仅在事务回滚的时候需要,在快照读的时候也需要,所以不能随便删除,只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时,对应的日志才会被purge线程统一清除。

当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除,因为为了节省磁盘空间,innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录,如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的ReadView可见,那么这条记录一定是可以被清除的。

下面我们来看一下UndoLog生成的记录链
1、假设有一个事务编号为1的事务向表中插入一条记录,那么此时行数据的状态为:
在这里插入图片描述
2、假设有第二个事务编号为2对该记录的name做出修改,改为lisi。
(1)在事务2修改该行记录数据时,数据库会对该行加排他锁,然后把该行数据拷贝到undolog中,作为旧记录,即在undolog中有当前行的拷贝副本。
(2)拷贝完毕后,修改该行name为lisi,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务2的id,回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中。
(3)事务提交后,释放锁。
在这里插入图片描述
3、假设有第三个事务编号为3对该记录的age做了修改,改为32。
(1)在事务3修改该行数据的时,数据库会对该行加排他锁。然后把该行数据拷贝到undolog中,作为旧纪录,发现该行记录已经有undolog了,那么最新的旧数据作为链表的表头,插在该行记录的undolog最前面。
(2)拷贝完毕后,修改该行age为32岁,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务3的id,回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录。
(3)事务提交,释放锁。
在这里插入图片描述
从上述的一系列图中,大家可以发现,不同事务或者相同事务的对同一记录的修改,会导致该记录的undolog生成一条记录版本线性表,即链表,undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录。

3、ReadView

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图,在该事务执行快照读的那一刻,会生成一个数据系统当前的快照,记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。

其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的,也就是说当某个事务在执行快照读的时候,对该记录创建一个Read View的视图,把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据,有可能读取到的是最新的数据,也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据。

Read View遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID(当前事务id)取出来,与系统当前其他活跃事务的id去对比,如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较,不符合可见性,那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较,即遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。

Read View中的三个全局属性:
(1)trx_list:一个数值列表,用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID(1,2,3)。
(2)up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID(1)。
(3)low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID(4)。

具体的比较规则如下:
(1)首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于,则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录,如果大于等于进入下一个判断。
(2)接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的,那么对于当前事务肯定不可见,如果小于,则进入下一步判断。
(3)判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中,如果在,则代表在Read View生成时刻,这个事务还是活跃状态,还没有commit,修改的数据,当前事务也是看不到,如果不在,则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit,那么修改的结果是能够看见的。

三、MVCC的整体处理流程

假设有四个事务同时在执行,如下图所示:
在这里插入图片描述
从上述表格中,我们可以看到,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ReadView视图,可以看到事务1和事务3还在活跃状态,事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新,所以,在Read View中记录了系统当前活跃事务1,3,维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1,而low_limit_id为5,如下图所示:
在这里插入图片描述
在上述的例子中,只有事务4修改过该行记录,并在事务2进行快照读前,就提交了事务,所以该行当前数据的undolog如下所示:
在这里插入图片描述
当事务2在快照读该行记录的是,会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id、lower_limit_id和活跃事务列表进行比较,判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。

具体流程如下:
(1)先拿该行记录的事务ID-4去跟Read View中的up_limit_id-1相比较,判断是否小于,通过对比发现不小于,所以不符合条件。
(2)继续判断事务4是否大于等于low_limit_id-5,通过比较发现也不大于,所以不符合条件。
(3)继续判断事务4是否处理trx_list列表中,发现不再次列表中,那么符合可见性条件。所以事务4修改后提交的最新结果对事务2的快照是可见的,因此,事务2读取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的最新版本。

如下图所示:
在这里插入图片描述

四、RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同

因为Read View生成时机的不同,从而造成RC(读未提交)、RR(读已提交)级别下快照读的结果的不同。

1、RR(读已提交)级别

在RR(读已提交)级别下,某个事务对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即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。

2、RR(读已提交)级别

在RR(读已提交)级别下,快照读生成Read View时,Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照,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。

总结:在RC(读未提交)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(读已提交)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。

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