【MySQL】 InnoDB的MVCC实现机制

Metadata

title: 【MySQL】 InnoDB的MVCC实现机制
date: 2022-12-20 17:12
tags:
  - 行动阶段/完成
  - 主题场景/数据存储
  - 笔记空间/KnowladgeSpace/ProgramSpace/BasicsSpace
  - 细化主题/数据存储/MySQL
categories:
  - 数据存储
keywords:
  - 数据存储
description: MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制。MVCC是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。

前提概要

什么是MVCC?

MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制。MVCC是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。

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

什么是当前读和快照读？

在学习MVCC多版本并发控制之前，我们必须先了解一下，什么是MySQL InnoDB下的当前读和快照读?

  • 当前读

像select lock in share mode(共享锁), select for update ; update, insert ,delete(排他锁)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

  • 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；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

说白了MVCC就是为了实现读-写冲突不加锁，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

当前读，快照读和MVCC的关系

  • 准确的说，MVCC多版本并发控制指的是 “维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突” 这么一个概念。仅仅是一个理想概念
  • 而在MySQL中，实现这么一个MVCC理想概念，我们就需要MySQL提供具体的功能去实现它，而快照读就是MySQL为我们实现MVCC理想模型的其中一个具体非阻塞读功能。而相对而言，当前读就是悲观锁的具体功能实现
  • 要说的再细致一些，快照读本身也是一个抽象概念，再深入研究。MVCC模型在MySQL中的具体实现则是由 4个隐式字段，undo日志 ，Read View 等去完成的，具体可以看下面的MVCC实现原理

MVCC能解决什么问题，好处是？

数据库并发场景?

有三种, 分别为：

  • 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

MVCC带来的好处是？

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，也就是为事务分配单向增长的时间戳，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

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

小结一下

总之，MVCC就是因为大牛们，不满意只让数据库采用悲观锁这样性能不佳的形式去解决读-写冲突问题，而提出的解决方案，所以在数据库中，因为有了MVCC，所以我们可以形成两个组合：

  • MVCC + 悲观锁 MVCC解决读写冲突，悲观锁解决写写冲突
  • MVCC + 乐观锁 MVCC解决读写冲突，乐观锁解决写写冲突

这种组合的方式就可以最大程度的提高数据库并发性能，并解决读写冲突，和写写冲突导致的问题

MVCC的实现原理

MVCC的目的就是多版本并发控制，在数据库中的实现，就是为了解决读写冲突，它的实现原理主要是依赖记录中的 3个隐式字段，undo日志 ，Read View 来实现的。

隐式字段

每行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的DB_TRX_ID,DB_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等字段

  • DB_ROW_ID 6byte, 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
  • DB_TRX_ID 6byte, 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 7byte, 回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于rollback segment里）
  • DELETED_BIT 1byte, 记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了

如上图，DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键；DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务ID； 而DB_ROLL_PTR是一个回滚指针，用于配合undo日志，指向上一个旧版本；delete flag没有展示出来。

undo日志

InnoDB把这些为了回滚而记录的这些东西称之为undo log。这里需要注意的一点是，由于查询操作（SELECT）并不会修改任何用户记录，所以在查询操作执行时，并不需要记录相应的undo log。undo log主要分为3种：

  • Insert undo log ：插入一条记录时，至少要把这条记录的主键值记下来，之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录删掉就好了。
  • Update undo log：修改一条记录时，至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来，这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值就好了。
  • Delete undo log：删除一条记录时，至少要把这条记录中的内容都记下来，这样之后回滚时再把由这些内容组成的记录插入到表中就好了。
    • 删除操作都只是设置一下老记录的DELETED_BIT，并不真正将过时的记录删除。
    • 为了节省磁盘空间，InnoDB有专门的purge线程来清理DELETED_BIT为true的记录。为了不影响MVCC的正常工作，purge线程自己也维护了一个read view（这个read view相当于系统中最老活跃事务的read view）;如果某个记录的DELETED_BIT为true，并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view可见，那么这条记录一定是可以被安全清除的。

对MVCC有帮助的实质是update undo log ，undo log实际上就是存在rollback segment中旧记录链，它的执行流程如下：

  • 比如一个有个事务插入persion表插入了一条新记录，记录如下，name为Jerry, age为24岁，隐式主键是1，事务ID和回滚指针，我们假设为NULL

  • 现在来了一个事务1对该记录的name做出了修改，改为Tom
    • 在事务1修改该行(记录)数据时，数据库会先对该行加排他锁
    • 然后把该行数据拷贝到undo log中，作为旧记录，既在undo log中有当前行的拷贝副本
    • 拷贝完毕后，修改该行name为Tom，并且修改隐藏字段的事务ID为当前事务1的ID, 我们默认从1开始，之后递增，回滚指针指向拷贝到undo log的副本记录，既表示我的上一个版本就是它
    • 事务提交后，释放锁

  • 又来了个事务2修改person表的同一个记录，将age修改为30岁
    • 在事务2修改该行数据时，数据库也先为该行加锁
    • 然后把该行数据拷贝到undo log中，作为旧记录，发现该行记录已经有undo log了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在该行记录的undo log最前面
    • 修改该行age为30岁，并且修改隐藏字段的事务ID为当前事务2的ID, 那就是2，回滚指针指向刚刚拷贝到undo log的副本记录
    • 事务提交，释放锁

从上面，我们就可以看出，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undo log成为一条记录版本线性表，既链表，undo log的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录（当然就像之前说的该undo log的节点可能是会purge线程清除掉，向图中的第一条insert undo log，其实在事务提交之后可能就被删除丢失了，不过这里为了演示，所以还放在这里）

Read View(读视图)

什么是Read View，说白了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)

所以我们知道 Read View主要是用来做可见性判断的, 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，既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。

Read View遵循一个可见性算法，主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID（即当前事务ID）取出来，与系统当前其他活跃事务的ID去对比（由Read View维护），如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了某些比较，不符合可见性，那就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出Undo Log中的DB_TRX_ID再比较，即遍历链表的DB_TRX_ID（从链首到链尾，即从最近的一次修改查起），直到找到满足特定条件的DB_TRX_ID, 那么这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看见的最新老版本

在展示之前，我先简化一下Read View，我们可以把Read View简单的理解成有三个全局属性

  • trx_list 未提交事务ID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trx_list列表中事务ID最小的ID
  • 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
  • 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
  • 接下来判断 DB_TRX_ID 大于等于 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，那对当前事务肯定不可见，如果小于则进入下一个判断
  • 判断DB_TRX_ID 是否在活跃事务之中，trx_list.contains(DB_TRX_ID)，如果在，则代表我Read View生成时刻，你这个事务还在活跃，还没有Commit，你修改的数据，我当前事务也是看不见的；如果不在，则说明，你这个事务在Read View生成之前就已经Commit了，你修改的结果，我当前事务是能看见的

整体流程

我们在了解了隐式字段，undo log， 以及Read View的概念之后，就可以来看看MVCC实现的整体流程是怎么样了

整体的流程是怎么样的呢？我们可以模拟一下

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，假设当前事务ID为2，此时还有事务1和事务3在活跃中，事务4在事务2快照读前一刻提交更新了，所以Read View记录了系统当前活跃事务1，3的ID，维护在一个列表上，假设我们称为trx_list