MySQL多版本并发控制（MVCC）机制的实例分析

在IT行业这个发展更新速度很快的行业，只有不停止的学习，才不会被行业所淘汰。如果你是数据库学习者，那么本文《MySQL多版本并发控制（MVCC）机制的实例分析》就很适合你！本篇内容主要包括##content_title##，希望对大家的知识积累有所帮助，助力实战开发！

1.什么是MVCC

MVCC (Multiversion Concurrency Control)，多版本并发控制。顾名思义，MVCC是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这项技术使得在InnoDB的事务隔离级别下执行一致性读.操作有了保证。换言之，就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行，并且可以看到它们被更新之前的值，这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。

MVCC没有正式的标准，在不同的DBMS中MVCC的实现方式可能是不同的，也不是普遍使用的(大家可以参考相关的DBMS文档)。这里讲解InnoDB中 MVCC的实现机制(MySQL其它的存储引擎并不支持它)

2快照读与当前读

MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读-写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读，而这个读指的就是快照读,而非当前读。当前读实际上是一种加锁的操作，是悲观锁的实现。而MVCC本质是采用乐观锁思想的一种方式。

2.1 快照读

快照读又叫一致性读，读取的是快照数据。不加锁的简单的SELECT都属于快照读，即不加锁的非阻塞读;比如这样:

select * from player where ...

之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于MVCC，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，那么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。

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。

2.2当前读

当前读读取的是记录的最新版本（最新数据，而不是历史版本的数据)，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。加锁的SELECT，或者对数据进行增删改都会进行当前读。比如:

3.复习

3.1 再谈隔离级别

我们知道事务有4个隔离级别，可能存在三种并发问题：

在MysQL 中，默认的隔离级别是可重复读，可以解决脏读和不可重复读的问题，如果仅从定义的角度来看，它并不能解决幻读问题。如果我们想要解决幻读问题，就需要采用串行化的方式，也就是将隔离级别提升到最高，但这样一来就会大幅降低数据库的事务并发能力。

MVCC可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题!它可以在大多数情况下替代行级锁，降低系统的开销。

3.2 隐藏字段、Undo Log版本链

回顾一下undo日志的版本链，对于使用InnoDB存储引擎的表来说，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列。

trx_id:每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的事务id赋值给trx_id隐藏列。roll_pointer:每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。

4、MVCC实现原理之ReadView

MVCC的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View

4.1什么是ReadView

在MVCC机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在Undo Log里。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪个版本的行记录呢?这时就需要用到ReadView了，它帮我们解决了行的可见性问题。

ReadView就是事务在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来记录并维护系统当前活跃事务的lD(“"活跃"指的就是，启动了但还没提交）。

4.2 设计思路

使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了。

使用SERIALIZABLE隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。

使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这是ReadView要解决的主要问题。

这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容，分别如下:

4.3 ReadView的规则

有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见。

• 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。

• 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的up_limit_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。

• 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的low_limit_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。

• 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的up_limit_id和low_limit_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在trx_ids列表中。如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问。如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。 4.4 MVCC整体操作流程

了解了这些概念之后，我们来看下当查询一条记录的时候，系统如何通过MVCC找到它：

• 1.首先获取事务自己的版本号，也就是事务ID;

• 2．获取ReadView;

• 3．查询得到的数据，然后与ReadView中的事务版本号进行比较;

• 4.如果不符合Readview规则，就需要从Undo Log中获取历史快照;

• 5．最后返回符合规则的数据。

如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。

InnoDB中，MVCC是通过Undo Log + Read View进行数据读取，Undo Log保存了历史快照，而Read View规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。

在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次select查询都会重新获取一次Read View。

当隔离级别为可重读的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次select的时候会获取一次Read View,而后面所有的select都会复用这个Read View,

如下所示：

5.举例说明

假设现在student表中只有一条由事务id为8的事务插入一条记录：

MVCC只能在READ COMMITTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作。接下来看一下READ COMMITTED和REPEATABLE READ所谓的生成Readview的时机不同到底不同在哪里。

5.1 READ COMMITTED

隔离级别下：

READ COMMITTED：每次读取数据前都生成一个ReadView

现在有两个事务id分别为10、20的事务在执行：

说明:事务执行过程中，只有在第一次真正修改记录时（比如使用INSERT、DELETE、UPDATE语句)，才会被分配一个单独的事务id，这个事务id是递增的。所以我们才在事务2中更新一些别的表的记录，目的是让它分配事务id。

此刻，表student中id为1的记录得到的版本链表如下所示：

假设现在有一个使用READ COMMITED隔离级别的事务开始执行：

这个SELECT1的执行过程如下:

步骤1∶在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView ，ReadView的trx_ids列表的内容就是[10，20]，up_limit_id为10, low_limit_id为21 , creator_trx_id为0。
步骤2:从版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列name的内容是'王五'，该版本的trx_id值为10，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
步骤3:下一个版本的列name的内容是'李四'，该版本的trx_id值也为10，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
步骤4:下一个版本的列 name的内容是‘张三'，该版本的trx_id值为8，小于ReadView 中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为‘张三’的记录。

之后，我们把事务id为10的事务提交一下:

然后再到事务id为20的事务中更新一下表student中id为1的记录:

此刻，表student中id为1的记录的版本链就长这样：

然后再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找id为1的记录，如下：

这个SELECT2的执行过程如下:

步骤1∶在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView，该ReadView的trx_ids列表的内容就是[20]，up_limit_id为20，low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:从版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列name的内容是‘宋八’，该版本的tr×_id值为20，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll.pointer跳到下一个版本。
步骤3∶下一个版本的列name的内容是’钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
步骤4∶下一个版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，小于ReadView中的up_limit.id值20，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’王五’的记录。
以此类推，如果之后事务id为20的记录也提交了，再次在使用READ CONMMITTED隔离级别的事务中查询表student中id值为1的记录时，得到的结果就是‘宋八’了，具体流程我们就不分析了。

5.2 REPEATABLE READ

隔离级别下：

使用REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个ReadView，之后的查询就不会重复生成了。

比如，系统里有两个事务id分别为10、20的事务在执行:

此刻，表student中id为1的记录得到的版本链表如下所示:

假设现在有一个使用REPEATABLE READ隔离级别的事务开始执行:

此时执行过程与read committed相同

然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找id为1的记录，如下：

这个SELECT2的执行过程如下:

步骤1:因为当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ，而之前在执行SELECT1时已经生成过ReadView了，所以此时直接复用之前的ReadView，之前的ReadView的trx_ids列表的内容就是[10，20]，up_limit_id为10, low_limit_id为21 , creator_trx_id为0。
步骤2:然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是’宋八’trx_id值为20，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
步骤3:下一个版本的列name的内容是’钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内合要求，继续跳到下一个版本。
步骤4:下一个版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，而trx_ids列表中是包含值为10的事务id的，所以该版本也不符合要求，同理下一个列name的内容是’李四’的版本也不符合要求。继续跳到下个版本。
步聚5∶下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为80，小于Readview中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为‘张三’的记录。
两次SELECT查询得到的结果是重复的，记录的列c值都是’张三’，这就是可重复读的含义。如果我们之后再把事务id为20的记录提交了，然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级刷的事务中继续查找这个id为1的记录，得到的结果还是’张三’，具体执行过程大家可以自己分析一下。

5.3 如何解决幻读

假设现在表student中只有一条数据，数据内容中，主键id=1，隐藏的trx_id=10，它的undo log如下图所示。

假设现在有事务A和事务B并发执行，事务A的事务id为20，事务B的事务id为30。
步骤1:事务A开始第一次查询数据，查询的SQL语句如下。

select * from student where id > 1;

在开始查询之前，MySQL会为事务A产生一个ReadView，此时ReadView的内容如下: trx_ids=[20, 30 ] ,up_limit_id=20 , low_limit_id=31 , creator_trx_id=20。

由于此时表student中只有一条数据，且符合where id>=1条件，因此会查询出来。然后根据ReadView机制，发现该行数据的trx_id=10，小于事务A的ReadView里up_limit_id，这表示这条数据是事务A开启之前，其他事务就已经提交了的数据，因此事务A可以读取到。

结论：事务A的第一次查询，能读取到一条数据，id=1。

步骤2∶接着事务B(trx_id=30)，往表student中新插入两条数据，并提交事务。

insert into student(id,name) values(2,'李四');
insert into student(id,name) values(3,'王五');

此时表student中就有三条数据了，对应的undo如下图所示：

步骤3∶接着事务A开启第二次查询，根据可重复读隔离级别的规则，此时事务A并不会再重新生成ReadView。此时表student中的3条数据都满足 where id>=1的条件，因此会先查出来。然后根据ReadView机制，判断每条数据是不是都可以被事务A看到。
1）首先 id=1的这条数据，前面已经说过了，可以被事务A看到。
2）然后是id=2的数据，它的trx_id=30，此时事务A发现，这个值处于up_limit_id和low_limit_id之间，因此还需要再判断30是否处于trx_ids数组内。由于事务A的trx_ids=[20,30]，因此在数组内，这表示id=2的这条数据是与事务A在同一时刻启动的其他事务提交的，所以这条数据不能让事务A看到。
3)同理,id=3的这条数据, trx_id 也为30，因此也不能被事务A看见。

结论:最终事务A的第二次查询，只能查询出id=1的这条数据。这和事务A的第一次查询的结果是一样的，因此没有出现幻读现象，所以说在 MySQL的可重复续隔离级别下，不存在幻读问题。

终于介绍完啦！小伙伴们，这篇关于《MySQL多版本并发控制（MVCC）机制的实例分析》的介绍应该让你收获多多了吧！欢迎大家收藏或分享给更多需要学习的朋友吧~golang学习网公众号也会发布数据库相关知识，快来关注吧！