【MySQL】MVCC机制(undo log,read view)

文章目录

  • 前言
  • 一. 预备知识
  • 二. 模拟MVCC
  • 三. Read View
  • 四. RC与RR的本质区别
  • 结束语

前言

MVCC(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

MVCC为事务分配单向增长的事务ID,为每个修改保存一个版本,版本与事物ID相关联,读操作只读该事务开始前的数据库的快照,所以MVCC可以解决以下问题

  • 在并发读写数据库数据时,读操作不用阻塞写操作,写操作也不用阻塞读操作,提高了数据库并发读写性能
  • 同时解决脏读,幻读,不可重复读等事务隔离性问题,但不能解决更新丢失问题

数据库并发的场景

数据库并发场景有三种

  1. 读-读:不存在任何问题,不需要并发控制,但有使用共享锁
  2. 读-写:有线程安全问题,可能会造成事务隔离性问题,如脏读,幻读,不可重复读
  3. 写-写:有线程安全问题,可能会存在更新丢失问题,如第一类丢失更新问题和第二类更新丢失问题

补充

第一类更新丢失问题(回滚丢失,Lost update)

第一类更新丢失是指,一个事务被撤销,可能导致其他事务已提交的更新数据被覆盖

时间序号事务一事务二
T1begin开启事务begin开启事务
T2查询余额money=1000查询余额money=1000
T3存款100,money=1100
T4取款100,money=900
T5commit提交事务
T6回滚取款操作,money恢复1000

正如上述事例,事务一二开始查询余额都是1000,事务二先进行存款操作,并提交。
事务一不知道事务二的存在,进行取款操作,但是又进行了回滚,就会将余额恢复成最开始查询的数额,这就覆盖了事务二的更新操作

第二类更新丢失问题(覆盖丢失/两次更新问题,Second lost update)

第二类更新丢失是指,当两个事物或多个事务查询相同的记录,然后各自基于查询结果更新数据

时间序号事务一事务二
T1begin开启事务begin开启事务
T2查询余额money=1000查询余额money=1000
T3取款100,money=900
T4commit提交事务
T5存款100,money=1100
T6commit提交事务

事务一二查询相同余额=1000,事务二先进行取款操作,money=900,但事务一后续基于自己的查询结果,进行存款操作,money=1100,这就覆盖了事务二的数据更新

一. 预备知识

学习MVCC前,我们要有以下三个知识了解

  • 3个记录隐藏字段
  • undo日志(undo log)
  • Read View

3个记录隐藏字段

这3个字段是记录信息

  • DB_TRX_ID:6byte。最近修改该记录的事务ID,记录创建这条记录/最后一次修改改记录的事务ID
  • DB_ROLL_PTR:7byte。回滚指针,指向这条记录的上一个版本(指向历史版本,历史版本在undo log中)
  • 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

补充:实际还有一个标记删除/更新的flag字段,在事务中删除记录,会将该flag字段标记为删除

比如如下学生表,有name和age两个属性

mysql> select * from student;
+--------+-----+
| name   | age |
+--------+-----+
| 张三   |  28 |
+--------+-----+

但其实还有3个隐藏字段

nameageDB_TRX_IDDB_ROW_IDDB_ROLL_PTR
张三28最后修改该记录的事务ID隐式主键 1回滚指针(指向历史记录)

undo log

MySQL是网络进程服务,所有的索引,事务,隔离性,日志等,都是在内存中完成的,即在MySQL内部的相关缓冲区中保存数据,再在合适的时候,进行刷盘,将数据写入磁盘,达到持久化
所以,undo log简单理解,就是MySQL中的一段内存缓冲区,用来保存日志数据

在数据库事务开始之前,MySQL会将记录保存在undo log中,如果事务回滚或者数据库崩溃时,可以利用undo log日志中记录的日志信息进行回退。同时也可以提供多版本并发控制下的读(MVCC

undo log的生命周期

undo log产生:在事务开始之前生成
undo log销毁:当事务提交之后,undo log并不能马上删除,而是放入待清理的链表,由purge线程判断是否有其他事务在使用undo log保存的上一个事务之前的版本信息,决定是否可以清理undo log的日志空间
注意:undo log也会产生redo log,undo log也需要持久化保护

undo log和redo log的区别

undo log是逻辑日志,实现事务的原子性

  1. undo log记录的是事务开始前的数据状态,记录的是更新前的值
  2. undo log实现事务的原子性提供回滚

redo log是物理日志,实现事务的持久性

  1. redo log记录的是事务完成后的数据状态,记录的是更新后的值
  2. redo log实现事务的持久性(保证数据的完整性)

Read view稍后再讲解,因为需要快照这一概念

二. 模拟MVCC

假设现在有一个事务,其事务ID为10,对student表中记录进行修改update:将name(张三)改成name(李四)

MVCC过程如下:

  • 因为是修改,所以要给该记录加行锁
  • 修改前,先将原本的数据拷贝一份到undo log中,相当于undo log中有一个备份(写时拷贝
  • 然后,MySQL相当于有两行相同的记录,修改是修改原始记录的name,并且修改原始记录的隐藏字段DB_TRX_ID为修改该数据的事务ID,即10,而该记录的回滚指针DB_ROLL_PTR,里面写入undo log中副本数据的地址,表示上一个版本
  • 事务10提交,释放锁

结果如下图

在这里插入图片描述

此时,最新的记录就是name='李四’的那条

接着,又有一个事务11要对student表进行修改(update):将age(28)改成age(38)

  • 因为是修改,所以需要给该记录加行锁
  • 修改前,拷贝一份原始数据到undo log中
  • 将原始数据的age(28)改成age(38),并且修改DB_TRX_ID为事务11ID,DB_ROLL_PTR指向undo log中的备份数据地址,表示上一个版本数据

结果如下图

在这里插入图片描述

如此就形成了一个基于链表记录的历史版本链。回滚其实就是利用历史数据,覆盖当前数据
上述的一个个版本,被称为一个个快照

update可以形成版本,delete和insert同样也可以。

delete删除数据是设置flag字段为删除,回滚只要再修改flag字段即可

insert插入数据,虽然没有历史版本,但是为了回滚操作,insert的数据也会被放入undo log中,如果当前事务commit提交了,那么undo log的历史insert记录就会被清空


有了undo log,select读取就被分为了两种读:

  1. 快照读,读取历史版本
  2. 当前读,读取最新数据,select lock in share mode(共享锁),select for update。增删改也是读取当前数据

当有多个事务同时增删改时,都是当前读,势必需要加锁,此时select如果也是当前读,那就会被阻塞,这就是串行化
但如果是快照读,读取历史版本,则不受加锁限制,可以并发运行,这就是MVCC的意义。

隔离级别决定了select是当前读还是快照读
事务总是有先有后,而事务可以分为三个阶段:执行前,执行中,执行后
隔离性的目的就是让不同的事务看到它该看到的内容

三. Read View

如何实现隔离级别呢?其实就是实现了Read View

Read View是事务进行快照读操作时产生的一个读视图,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(每个事务开始时,都会被分配到一个ID,此ID是自增的,事务越新,ID值越大)

Read View在MySQL源码中,是一个。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时,对该记录创建一个Read View读视图,以此判断当前事务能够看到哪个版本的数据,既可能是当前最新数据,也可能是该记录在undo log里的某个历史版本数据

比较关键的属性如下:

class ReadView
{
...
private:
trx_id_t m_low_limit_id;
trx_id_t m_up_limit_id;
trx_id_t m_creator_trx_id;
ids_t m_ids;
bool m_closed;
...
}
  • m_ids:创建视图时的活跃事务id列表
  • m_low_limit_id:翻译为高水位,生成ReadView时,系统尚未分配的下一个事务ID,也就是目前已有的事务ID的最大值+1,大于等于这个ID的事务均不可见
  • m_up_limit_id:翻译为低水位,记录m_ids列表中事务ID的最小ID,小于这个ID的事务均可见
  • m_creator_trx_id:创建该读视图的事务ID

我们在实际读取数据版本链的时候,能读取到每一个版本对应的事务ID,也就是隐藏字段DB_TRX_ID
而通过DB_TRX_ID和以上四个属性作比较,就可以判断该记录是否应该被读取到

在这里插入图片描述

m_ids列表记录着形成快照的时,活跃的事务ID

  1. 如果记录中的DB_TRX_ID,和m_up_limit_id,即m_ids中最小的事务ID作比较,小于这个事务ID,代表该事务一定已经提交,其记录一定是历史数据可以读取
  2. 如果记录中的DB_TRX_ID,等于m_creator_trx_id,代表是自己修改的数据可以读取
  3. 如果记录中的DB_TRX_ID,在m_ids中,代表修改该记录的事务还未提交或在形成快照后才提交不可读取
  4. 如果记录中的DB_TRX_ID,大于等于m_low_limit_id,即在快照形成时,系统还未分配的事务ID,代表该数据是在快照形成后才形成的,不可读取

如果查找不应该看的版本,可以按照回滚指针,跳转到上一个历史版本,直到符合条件


模拟Read View过程

假设当前有记录;

nameageDB_TRX_IDDB_ROW_IDDB_ROLL_PTR
张三28null1null

目前不关心创建该记录的事务ID,并且因为是创建的记录,所以没有历史版本,所以回滚指针为null

事务操作:

事务1[id=1]事务2[id=2]事务3[id=3]事务4[id=4]
beginbeginbeginbegin
修改且提交
进行中快照读进行中

事务4:修改name(张三)变成name(李四)

当事务2对某行数据进行快照读时,数据库会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,读视图生成时,系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id:2

此时的版本链如下:

在这里插入图片描述

因为事务4在事务2形成快照前就提交了,所以是可见的

事务2在快照读时,就会拿该记录的DB_TRX_ID跟Read View中的几个属性比较,判断该版本是否可见

比较步骤
DB_TRX_ID(4)< up_limit_id(1)? 不小于,下一步
DB_TRX_ID(4)>= low_limit_id(5) ? 不大于,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。

四. RC与RR的本质区别

RC即Read Committed(读提交),RR即Repeatable Read(可重复读)
详细定义可见【MySQL】事务

Read View生成时机的不同,从而造成RC,RR级别下快照读的结果不同

RR级别的快照读

在RR级别下的某个事务对某条记录的第一次快照读会创建一个快照和Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来
之后再快照读时,还是使用同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交之前使用过快照读,那么之后的快照读使用的都是同一个Read View,对之后的修改不可见

即在RR界别下,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,而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见的

RC级别的快照读

在RC级别下,事务没词快照读都会新生成一个快照和Read View,所以即使后来的事务提交了,其修改结果也可见,因为RC级别下的Read View是每次快照读都会新形成的

RC级别下的Read View是每次快照读都会新形成,而RR级别的Read View只会在第一次快照读时形成

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结束语

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