mvcc的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段,undolog,read view来实现的。

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推荐学习☆☆☆☆☆ 最新MySQL(面试官最爱):索引、事务、MVCC、锁、调优、分库分表、Explain、读写分离、ACID、主从复制、幻读,一次性总结

隐藏字段

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_TRX_ID:6字节,最近修改事务id,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id
  • DB_ROLL_PTR:7字节,回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合undolog,指向上一个旧版本
  • DB_ROW_JD:6字节,隐藏的主键,如果数据表没有主键,那么innodb会自动生成一个6字节的row_id

记录如图所示:

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在上图中,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,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

undo log

undolog被称之为回滚日志,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志

当进行insert操作的时候,产生的undolog只在事务回滚的时候需要,并且在事务提交之后可以被立刻丢弃

当进行update和delete操作的时候,产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要,在快照读的时候也需要,所以不能随便删除,只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时,对应的日志才会被purge线程统一清除(当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除,因为为了节省磁盘空间,innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录,如果某个记录的deleted_id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清除的)。

下面我们来看一下undolog生成的记录链

(1)假设有一个事务编号为1的事务向表中插入一条记录,那么此时行数据的状态为:

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(2)假设有第二个事务编号为2对该记录的name做出修改,改为lisi

在事务2修改该行记录数据时,数据库会对该行加排他锁。然后把该行数据拷贝到undolog中,作为 旧记录,即在undolog中有当前行的拷贝副本。拷贝完毕后,修改该行name为lisi,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务2的id,回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中。事务提交后,释放锁。

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(3)假设有第三个事务编号为3对该记录的age做了修改,改为32

在事务3修改该行数据的时候,数据库会对该行加排他锁。然后把该行数据拷贝到undolog中,作为旧记录,发现该行记录已经有undolog了,那么最新的旧数据作为链表的表头,插在该行记录的undolog最前面。修改该行age为32岁,并且修改隐藏字段的事务id为当前事务3的id,回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录。事务提交,释放锁


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从上述的一系列图中,大家可以发现,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undolog生成一条记录版本线性表,即链表,undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录。

Read View

上面的流程如果看明白了,那么大家需要再深入理解下read view的概念了。

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图,在该事务执行快照读的那一刻,会生成一个数据系统当前的快照,记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。

其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的,也就是说当某个事务在执行快照读的时候,对该记录创建一个Read View的视图,把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据,有可能读取到的是最新的数据,也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据。

Read View遵循的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(当前事务id)取出来,与系统当前其他活跃事务的id去对比,如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较,不符合可见性,那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较,即遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。

Read View的可见性规则如下所示:

首先要知道Read View中的三个全局属性:

  • trx_list:一个数值列表,用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID(1,2,3)
  • up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID(1)
  • low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID,(4)

具体的比较规则如下:

  • 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 >= 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,那么对于当前事务肯定不可见,如果小于,则进入下一步判断
  • 判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中,如果在,则代表在Read View生成时刻,这个事务还是活跃状态,还没有commit,修改的数据,当前事务也是看不到,如果不在,则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit,那么修改的结果是能够看见的

MVCC的整体处理流程

假设有四个事务同时在执行,如下图所示:

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从上述表格中,我们可以看到,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视图,可以看到事务1和事务3还在活跃状态,事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新,所以,在Read View中记录了系统当前活跃事务1,3,维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1,而low_limit_id为5,如下图所示:

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在上述的例子中,只有事务4修改过该行记录,并在事务2进行快照读前,就提交了事务,所以该行当前数据的undolog如下所示:

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当事务2在快照读该行记录的是,会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活跃事务列表进行比较,判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。

具体流程如下:先拿该行记录的事务ID(4)去跟Read View中的up_limit_id相比较,判断是否小于,通过对比发现不小于,所以不符合条件,继续判断4是否大于等于low_limit_id,通过比较发现也不大于,所以不符合条件,判断事务4是否处理trx_list列表中,发现不再次列表中,那么符合可见性条件,所以事务4修改后提交的最新结果对事务2 的快照是可见的,因此,事务2读取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的最新版本。如下图所示:

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当上述的内容都看明白了的话,那么大家就应该能够搞清楚这几个核心概念之间的关系了,下面我们讲一个不同的隔离级别下的快照读的不同。

RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同?

因为Read View生成时机的不同,从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同

(1)在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来,此后在调用快照读的时候,还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务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

(2)在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和事务的快照,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

(3)在RC级别下,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级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因。

总结:在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取最新的Read View,而在RR隔离级别下,则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View,之后的快照读获取的都是同一个Read View.