【MySQL】事务-MVCC

一、数据库并发的三种场景
二、MVCC
- 2.1 3个记录隐藏字段
- 2.2 undo log（撤销日志）
- 2.3 模拟MVCC---update
- - 2.3.1 delete
  - 2.3.2 insert
  - 2.3.3 select
- 2.4 Read View
- 2.5 整体流程
三、RR（可重复读）与RC（读提交）的区别
- 3.1 准备
- 3.2 情况一
- 3.3 情况二
- 3.4 RR 与 RC的本质区别

一、数据库并发的三种场景

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

二、MVCC

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
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

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

2.1 3个记录隐藏字段

建表时虽然指明了表中有多少列，但是mysql都会默认添加3个隐藏列字段。

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（B+树）

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

mysql> create table student(-> name varchar(11) not null,-> age int not null-> );
mysql> insert into student (name, age) values ('小王', 22);

蓝色代表隐藏的三列，绿色是我们查出来的
在这里插入图片描述

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

2.2 undo log（撤销日志）

MySQL是以服务进程的方式，在内存中运行。undo log是MySQL中的一段内存缓冲区，用以保存日志数据

2.3 模拟MVCC—update

现在有一个假设事务10，对student表中记录进行修改(update)：将name(小王)改成name(小李)

事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁
修改前，先将该行记录拷贝到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)

现在修改原始记录中的name，改成 ‘小李’。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。
事务10提交，释放锁。此时，最新的记录是’小李‘那条记录。
在这里插入图片描述
此时又有一个事务11，需要对信息表的记录进行update，将小李那一行的年龄修改为30：

事务11,因为也要修改，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 30。并且修改原始记录的隐藏字DB_TRX_ID 为11。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（0xbb），从而指向副本记录，表示我的上一个版本就是它。事务11提交，释放锁。

在这里插入图片描述
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。

2.3.1 delete

delete也是一样的，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。

2.3.2 insert

insert,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。

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

2.3.3 select

而select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。

当前读：读取最新的记录，就是当前读，增删改，都叫做当前读，是要加锁的；
快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！提高了效率，即MVCC的意义所在。

多个事务同时增删改的时候，是当前读，需要加锁，如果对select也加锁，那么隔离级别就是串行化。如果select是快照读，和增删改的当前读不影响，所以可以不用加锁，并行执行效率高。事务的隔离级别决定了select读取历史数据是当前读还是快照读。

那么如何保证不同的事务，看到不同的内容呢；先来的事务，应不应该看到后来的事务的修改呢？Read View进行可见性判断

2.4 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

Read View 在是一个类，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，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

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;//ids_t集合类型 /** 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
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
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

哪些数据能被事务读到，那些数据事务看不到呢
在这里插入图片描述
举个例子，我是学弟，我能看到比我早入学的学长的找工作的情况，但是学长看不到后入学的我找工作的情况。

2.5 整体流程

在这里插入图片描述

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
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

此时的版本链
在这里插入图片描述

//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，说明不可能是来之前提交的，下一步
DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，说明不是之后，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，即已经提交了，否则会看到。

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

三、RR（可重复读）与RC（读提交）的区别

3.1 准备

set global transaction isolation level REPEATABLE READ;--设置RR隔离级别
重启mysql
mysql> select * from user;
+----+-----+-----------+
| id | age | name      |
+----+-----+-----------+
|  1 |  16 | 赵志敬    |
|  3 |  18 | 杨过      |
|  4 |  16 | 小龙女    |
+----+-----+-----------+

3.2 情况一

事务A和事务B开启事务，然后对事务A与事务B进行快照读，结果一样
事务A更新数据age=18,然后提交事务
事务B进行快照读，没有读取到18，这很好理解，这是可重复读的隔离级别，事务B提交之后才能看到；但是如果此时事务B没提交，而事务B此时进行当前读select * from user lock in share mode当前读则可以读取到age=18

在这里插入图片描述

3.3 情况二

事务A的操作与情况一是一样的，事务A把age改成了28；但是事务B进行快照读是在事务A提交之后才进行的，此时看到的是28，之后如果在进行当前读读取到的也是28
在这里插入图片描述

情况一与情况二：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Acommit前没有进行过快照读

情况一：事务B在快照读的时候mysql就给事务B形成了一个read view;快照的对象认为A是与其一块运行的。事务B认为事务A在自己的m_ids列表中。所以看不到事务A提交的修改了。

情况二：事务B并没有快照读，没有形成read view对象，事务A提交之后才进行快照读，此时看待并发的事务时，事务A已经不存在了，此时事务B看到的事务列表的最小值都比事务A大,因此事务B能看到事务A的修改。

read view生成的时机不同，会影响事务的可见性

3.4 RR 与 RC的本质区别

Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR不同隔离级别下快照读的结果的不同：

可重复读：在RR级别下的第一次快照读会创建一个快照及Read View对象, 将当前系统活跃的其他事务记录起来；后续使用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务（比如上述的右边）在其他事务（左边终端）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

读提交：RC级别的事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下可以看到其他事务所更新内容的原因。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。

总结一句话：RR只生成一个读视图，RC可生成多个