MVCC(转)
什么是 MVCC
MVCC (Multiversion Concurrency Control)
中文全程叫多版本并发控制,是现代数据库(包括 MySQL
、Oracle
、PostgreSQL
等)引擎实现中常用的处理读写冲突的手段,目的在于提高数据库高并发场景下的吞吐性能。
如此一来不同的事务在并发过程中,SELECT
操作可以不加锁而是通过 MVCC
机制读取指定的版本历史记录,并通过一些手段保证保证读取的记录值符合事务所处的隔离级别,从而解决并发场景下的读写冲突。
下面举一个多版本读的例子,例如两个事务 A
和 B
按照如下顺序进行更新和读取操作
在事务 A
提交前后,事务 B
读取到的 x
的值是什么呢?答案是:事务 B
在不同的隔离级别下,读取到的值不一样。
- 如果事务
B
的隔离级别是读未提交(RU),那么两次读取均读取到x
的最新值,即20
。 - 如果事务
B
的隔离级别是读已提交(RC),那么第一次读取到旧值10
,第二次因为事务A
已经提交,则读取到新值 20。 - 如果事务
B
的隔离级别是可重复读或者串行(RR,S),则两次均读到旧值10
,不论事务A
是否已经提交。
可见在不同的隔离级别下,数据库通过 MVCC
和隔离级别,让事务之间并行操作遵循了某种规则,来保证单个事务内前后数据的一致性。
为什么需要 MVCC
InnoDB
相比 MyISAM
有两大特点,一是支持事务而是支持行级锁,事务的引入带来了一些新的挑战。相对于串行处理来说,并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率,提高数据库系统的事务吞吐量,从而可以支持可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题,主要包括以下几种情况:
- 更新丢失(
Lost Update
):当两个或多个事务选择同一行,然后基于最初选定的值更新该行时,由于每个事务都不知道其他事务的存在,就会发生丢失更新问题 —— 最后的更新覆盖了其他事务所做的更新。如何避免这个问题呢,最好在一个事务对数据进行更改但还未提交时,其他事务不能访问修改同一个数据。 - 脏读(
Dirty Reads
):一个事务正在对一条记录做修改,在这个事务并提交前,这条记录的数据就处于不一致状态;这时,另一个事务也来读取同一条记录,如果不加控制,第二个事务读取了这些尚未提交的脏数据,并据此做进一步的处理,就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做 “脏读”。 - 不可重复读(
Non-Repeatable Reads
):一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了!这种现象叫做“不可重复读”。 - 幻读(
Phantom Reads
):一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据,这种现象就称为 “幻读”。
以上是并发事务过程中会存在的问题,解决更新丢失可以交给应用,但是后三者需要数据库提供事务间的隔离机制来解决。实现隔离机制的方法主要有两种:
- 加读写锁
- 一致性快照读,即
MVCC
但本质上,隔离级别是一种在并发性能和并发产生的副作用间的妥协,通常数据库均倾向于采用 Weak Isolation
。
InnoDB 中的 MVCC
本文聚焦于 MySQL
中的 MVCC
实现,从 《高性能 MySQL》
一书中对 MVCC
的介绍可知:
MySQL
中InnoDB
引擎支持MVCC
- 应对高并发事务,
MVCC
比单纯的加行锁更有效, 开销更小 MVCC
在读已提交(Read Committed)
和可重复读(Repeatable Read)
隔离级别下起作用MVCC
既可以基于乐观锁又可以基于悲观锁来实现
InnoDB MVCC 实现原理
InnoDB
中 MVCC
的实现方式为:每一行记录都有两个隐藏列:DATA_TRX_ID
、DATA_ROLL_PTR
(如果没有主键,则还会多一个隐藏的主键列)。
DATA_TRX_ID
记录最近更新这条行记录的事务 ID
,大小为 6
个字节
DATA_ROLL_PTR
表示指向该行回滚段(rollback segment)
的指针,大小为 7
个字节,InnoDB
便是通过这个指针找到之前版本的数据。该行记录上所有旧版本,在 undo
中都通过链表的形式组织。
DB_ROW_ID
行标识(隐藏单调自增 ID
),大小为 6
字节,如果表没有主键,InnoDB
会自动生成一个隐藏主键,因此会出现这个列。另外,每条记录的头信息(record header
)里都有一个专门的 bit
(deleted_flag
)来表示当前记录是否已经被删除。
如何组织 Undo Log 链
关于 Redo Log 和 Undo Log 的相关概念可见之前的文章 InnoDB 中的 redo 和 undo log
上文提到,在多个事务并行操作某行数据的情况下,不同事务对该行数据的 UPDATE 会产生多个版本,然后通过回滚指针组织成一条 Undo Log
链,这节我们通过一个简单的例子来看一下 Undo Log
链是如何组织的,DATA_TRX_ID
和 DATA_ROLL_PTR
两个参数在其中又起到什么样的作用。
还是以上文 MVCC
的例子,事务 A
对值 x
进行更新之后,该行即产生一个新版本和旧版本。假设之前插入该行的事务 ID
为 100
,事务 A
的 ID
为 200
,该行的隐藏主键为 1
。
事务 A
的操作过程为:
- 对
DB_ROW_ID = 1
的这行记录加排他锁 - 把该行原本的值拷贝到
undo log
中,DB_TRX_ID
和DB_ROLL_PTR
都不动 - 修改该行的值这时产生一个新版本,更新
DATA_TRX_ID
为修改记录的事务ID
,将DATA_ROLL_PTR
指向刚刚拷贝到undo log
链中的旧版本记录,这样就能通过DB_ROLL_PTR
找到这条记录的历史版本。如果对同一行记录执行连续的UPDATE
,Undo Log
会组成一个链表,遍历这个链表可以看到这条记录的变迁 - 记录
redo log
,包括undo log
中的修改
那么 INSERT
和 DELETE
会怎么做呢?其实相比 UPDATE
这二者很简单,INSERT
会产生一条新纪录,它的 DATA_TRX_ID
为当前插入记录的事务 ID
;DELETE
某条记录时可看成是一种特殊的 UPDATE
,其实是软删,真正执行删除操作会在 commit
时,DATA_TRX_ID
则记录下删除该记录的事务 ID
。
如何实现一致性读 —— ReadView
在 RU
隔离级别下,直接读取版本的最新记录就 OK,对于 SERIALIZABLE
隔离级别,则是通过加锁互斥来访问数据,因此不需要 MVCC
的帮助。因此 MVCC
运行在 RC
和 RR
这两个隔离级别下,当 InnoDB
隔离级别设置为二者其一时,在 SELECT
数据时就会用到版本链
核心问题是版本链中哪些版本对当前事务可见?
InnoDB
为了解决这个问题,设计了 ReadView
(可读视图)的概念。
RR 下的 ReadView 生成
在 RR
隔离级别下,每个事务 touch first read
时(本质上就是执行第一个 SELECT
语句时,后续所有的 SELECT
都是复用这个 ReadView
,其它 update
, delete
, insert
语句和一致性读 snapshot
的建立没有关系),会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成ReadView
。
下图中事务 A
第一条 SELECT
语句在事务 B
更新数据前,因此生成的 ReadView
在事务 A
过程中不发生变化,即使事务 B
在事务 A
之前提交,但是事务 A
第二条查询语句依旧无法读到事务 B
的修改。
下图中,事务 A
的第一条 SELECT
语句在事务 B
的修改提交之后,因此可以读到事务 B
的修改。但是注意,如果事务 A
的第一条 SELECT
语句查询时,事务 B
还未提交,那么事务 A
也查不到事务 B
的修改。
RC 下的 ReadView 生成
在 RC
隔离级别下,每个 SELECT
语句开始时,都会重新将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成 ReadView
。二者的区别就在于生成 ReadView
的时间点不同,一个是事务之后第一个 SELECT
语句开始、一个是事务中每条 SELECT
语句开始。
ReadView
中是当前活跃的事务 ID
列表,称之为 m_ids
,其中最小值为 up_limit_id
,最大值为 low_limit_id
,事务 ID
是事务开启时 InnoDB
分配的,其大小决定了事务开启的先后顺序,因此我们可以通过 ID
的大小关系来决定版本记录的可见性,具体判断流程如下:
- 如果被访问版本的
trx_id
小于m_ids
中的最小值up_limit_id
,说明生成该版本的事务在ReadView
生成前就已经提交了,所以该版本可以被当前事务访问。 - 如果被访问版本的
trx_id
大于m_ids
列表中的最大值low_limit_id
,说明生成该版本的事务在生成ReadView
后才生成,所以该版本不可以被当前事务访问。需要根据Undo Log
链找到前一个版本,然后根据该版本的 DB_TRX_ID 重新判断可见性。 - 如果被访问版本的
trx_id
属性值在m_ids
列表中最大值和最小值之间(包含),那就需要判断一下trx_id
的值是不是在m_ids
列表中。如果在,说明创建ReadView
时生成该版本所属事务还是活跃的,因此该版本不可以被访问,需要查找 Undo Log 链得到上一个版本,然后根据该版本的DB_TRX_ID
再从头计算一次可见性;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。 - 此时经过一系列判断我们已经得到了这条记录相对
ReadView
来说的可见结果。此时,如果这条记录的delete_flag
为true
,说明这条记录已被删除,不返回。否则说明此记录可以安全返回给客户端。
举个例子
RC 下的 MVCC 判断流程
我们现在回看刚刚的查询过程,为什么事务 B
在 RC
隔离级别下,两次查询的 x
值不同。RC
下 ReadView
是在语句粒度上生成的。
当事务 A
未提交时,事务 B
进行查询,假设事务 B
的事务 ID
为 300
,此时生成 ReadView
的 m_ids
为 [200,300],而最新版本的 trx_id
为 200
,处于 m_ids
中,则该版本记录不可被访问,查询版本链得到上一条记录的 trx_id 为 100
,小于 m_ids
的最小值 200
,因此可以被访问,此时事务 B
就查询到值 10
而非 20
。
待事务 A
提交之后,事务 B
进行查询,此时生成的 ReadView
的 m_ids
为 [300],而最新的版本记录中 trx_id
为 200
,小于 m_ids
的最小值 300
,因此可以被访问到,此时事务 B
就查询到 20
。
RR 下的 MVCC 判断流程
如果在 RR
隔离级别下,为什么事务 B
前后两次均查询到 10
呢?RR
下生成 ReadView
是在事务开始时,m_ids 为 [200,300],后面不发生变化,因此即使事务 A
提交了,trx_id
为 200
的记录依旧处于 m_ids
中,不能被访问,只能访问版本链中的记录 10
。
一个争论点
其实并非所有的情况都能套用 MVCC
读的判断流程,特别是针对在事务进行过程中,另一个事务已经提交修改的情况下,这时不论是 RC
还是 RR
,直接套用 MVCC
判断都会有问题,例如 RC
下:
事务 A
的 trx_id = 200
,事务 B
的 trx_id = 300
,且事务 B
修改了数据之后在事务 A
之前提交,此时 RC
下事务 A
读到的数据为事务 B
修改后的值,这是很显然的。下面我们套用下 MVCC
的判断流程,考虑到事务 A
第二次 SELECT
时,m_ids
应该为 [200],此时该行数据最新的版本 DATA_TRX_ID = 300
比 200
大,照理应该不能被访问,但实际上事务 A
选取了这条记录返回。
这里其实应该结合 RC
的本质来看,RC
的本质就是事务中每一条 SELECT
语句均可以看到其他已提交事务对数据的修改,那么只要该事物已经提交其结果就是可见的,与这两个事务开始的先后顺序无关,不完全适用于 MVCC 读。
RR
级别下还是用之前那张图:
这张图的流程中,事务 B
的 trx_id = 300
比事务 A
200
小,且事务 B
先于事务 A
提交,按照 MVCC
的判断流程,事务 A
生成的 ReadView
为 [200],最新版本的行记录 DATA_TRX_ID = 300
比 200
大,照理不能访问到,但是事务 A
实际上读到了事务 B
已经提交的修改。这里还是结合 RR
本质进行解释,RR
的本质是从第一个 SELECT
语句生成 ReadView
开始,任何已经提交过的事务的修改均可见。
总结
RC
、RR
两种隔离级别的事务在执行普通的读操作时,通过访问版本链的方法,使得事务间的读写操作得以并发执行,从而提升系统性能。RC
、RR
这两个隔离级别的一个很大不同就是生成 ReadView
的时间点不同,RC
在每一次 SELECT
语句前都会生成一个 ReadView
,事务期间会更新,因此在其他事务提交前后所得到的 m_ids
列表可能发生变化,使得先前不可见的版本后续又突然可见了。而 RR
只在事务的第一个 SELECT
语句时生成一个 ReadView
,事务操作期间不更新。
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