天道不一定酬所有勤
但是,天道只酬勤

再有人问你什么是MVCC,就把这篇文章发给他!

GitHub 19k Star 的Java工程师成神之路,不来了解一下吗!

一想到并发控制,很多人第一反应就是加锁,的确,加锁确实是解决并发问题最常见的方案。但是,其实除了加锁以外,在数据库领域,还有一种无锁的方案可以来实现并发控制,那就是大名鼎鼎的MVCC。

MVCC,是Multiversion Concurrency Control的缩写,翻译过来是多版本并发控制,他也是一种并发控制的解决方案。

我们知道,在数据库中,对数据的操作主要有2中,分别是读和写,而在并发场景下,就可能出现以下三种情况:

读-读并发

读-写并发

写-写并发

我们都知道,在没有写的情况下读-读并发是不会出现问题的,而写-写并发这种情况比较常用的就是通过加锁的方式实现。那么,读-写并发则可以通过MVCC的机制解决。

快照读和当前读

要想搞清楚MVCC的机制,最重要的一个概念那就是快照读。

所谓快照读,就是读取的是快照数据,即快照生成的那一刻的数据,像我们常用的普通的SELECT语句在不加锁情况下就是快照读。如:

SELECT * FROM xx_table WHERE ...

和快照读相对应的另外一个概念叫做当前读,当前读就是读取最新数据,所以,加锁的 SELECT,或者对数据进行增删改都会进行当前读,比如:

SELECT * FROM xx_table LOCK IN SHARE MODE;

SELECT * FROM xx_table FOR UPDATE;

INSERT INTO xx_table ...

DELETE FROM xx_table ...

UPDATE xx_table ...

可以说快照读是MVCC实现的基础,而当前读是悲观锁实现的基础

那么,快照读读到的快照是从哪里读到的的呢?换句话说,快照是存在哪里的呢?

UndoLog

undo log是Mysql中比较重要的事务日志之一,顾名思义,undo log是一种用于回退的日志,在事务没提交之前,MySQL会先记录更新前的数据到 undo log日志文件里面,当事务回滚时或者数据库崩溃时,可以利用 undo log来进行回退。

这里面提到的存在undo log中的”更新前的数据”就是我们前面提到的快照。所以,这也是为什么很多人说UndoLog是MVCC实现的重要手段的原因。

那么,一条记录在同一时刻可能有多个事务在执行,那么,undo log会有一条记录的多个快照,那么在这一时刻发生SELECT要进行快照读的时候,要读哪个快照呢?

这就需要用到另外几个信息了。

行记录的隐式字段

其实,数据库中的每行记录中,除了保存了我们自己定义的一些字段以外,还有一些重要的隐式字段的:

  • db_row_id:隐藏主键,如果我们没有给这个表创建主键,那么会以这个字段来创建聚簇索引。

  • db_trx_id:对这条记录做了最新一次修改的事务的ID

  • db_roll_ptr:回滚指针,指向这条记录的上一个版本,其实他指向的就是Undo Log中的上一个版本的快照的地址。

因为每一次记录变更之前都会先存储一份快照到undo log中,那么这几个隐式字段也会跟着记录一起保存在undo log中,就这样,每一个快照中都有有一个db_trx_id字段记录了本次变更的事务ID,以及一个db_roll_ptr字段指向了上一个快照的地址。(db_trx_id和db_roll_ptr是重点,后面还会用到)

这样,就形成了一个快照链表:

有了undo log,又有了几个隐式字段,我们好像还是不知道具体应该读取哪个快照,那怎么办呢?

Read View

这时候就需要Read View 登场了,

Read View 主要来帮我们解决可见性的问题的, 即他会来告诉我们本次事务应该看到哪个快照,不应该看到哪个快照。

在 Read View 中有几个重要的属性:

  • trx_ids,系统当前未提交的事务 ID 的列表。
  • low_limit_id,未提交的事务中最大的事务 ID。
  • up_limit_id,未提交的事务中最小的事务 ID。
  • creator_trx_id,创建这个 Read View 的事务 ID。

每开启一个事务,我们都会从数据库中获得一个事务 ID,这个事务 ID 是自增长的,通过 ID 大小,我们就可以判断事务的时间顺序。

那么,一个事务应该看到哪些快照,不应该看到哪些快照该如何判断呢?

其实原则比较简单,那就是事务ID大的事务应该能看到事务ID小的事务的变更结果,反之则不能!举个例子:

假如当前有一个事务3想要对某条记录进行一次快照读的时候,他会先创建一个Read View,并且把当前所有还未提交的事务的信息记录下来。比如up_limit_id = 2,low_limit_id = 5,trx_ids= [2,4,5],creator_trx_id= 6

我们前面说过,每一条记录上都有一个隐式字段db_trx_id记录对这条记录做了最新一次修改的事务的ID,如db_trx_id = 3;

那么接下来,数据库会拿这条记录db_trx_id和Read View进行可见性比较。

如果db_trx_id<up_limit_id,则说明,在Read View中所有未提交的事务创建之前,db_trx_id = 3的这个事务就已经提交了,并且在这期间,并没有新的事务提交。所有,这条记录对当前事务就应该是可见的。

如果,db_trx_id>low_limit_id,则说明,db_trx_id = 3的这个事务是在Read View中所有未提交的事务创建之后才提交的,也就是说,在当前事务开启之后,有别的事务修改了数据并作了提交。所以,这个记录对于当前事务来说应该就是不可见的。(不可见怎么办呢?后面讲)

那么,还有另外一种情况,那就是up_limit_id > db_trx_id > low_limit_id,这种情况下,会再拿db_trx_id和Read View中的trx_ids进行逐一比较。

如果,db_trx_id在trx_ids列表中,那么表示在当前事务开启时,并未提交的某个事务在修改数据之后提交了,那么这个记录对于当前事务来说应该是不可见的。

如果,db_trx_id不在trx_ids列表中,那么表示的是在当前事务开启之前,其他事务对数据进行修改并提交了,所有,这条记录对当前事务就应该是可见的。

所以,当读取一条记录的时候,经过以上判断,发现记录对当前事务可见,那么就直接返回就行了。那么如果不可见怎么办?没错,那就需要用到undo log了。

当数据的事务ID不符合Read View规则时候,那就需要从undo log里面获取数据的历史快照,然后数据快照的事务ID再来和Read View进行可见性比较,如果找到一条快照,则返回,找不到则返回空。

所以,总结一下,在InnoDB中,MVCC就是通过Read View + Undo Log来实现的,undo log中保存了历史快照,而Read View 用来判断具体哪一个快照是可见的。

MVCC和可重复读

其实,根据不同的事务隔离级别,Read View的获取时机是不同的,在RC下,一个事务中的每一次SELECT都会重新获取一次Read View,而在RR下,一个事务中只在第一次SELECT的时候会获取一次Read View。

所以,可重复读这种事务隔离级别之下,因为有MVCC机制,就可以解决不可重复读的问题,因为他只有在第一次SELECT的时候才会获取一次Read View,天然不存在重复读的问题了。

(全文完)

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