MySQL中的MVCC

MVCC的概念

MVCC: Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制.
是乐观锁的一种实现方式.

并发事务存在的问题：

更新丢失(Lost Update)：多个事务同时更新同一行时，最后的更新会覆盖之前的更新。
脏读(Dirty Reads)：一个事务对记录的未提交修改被其他事务读取到。
不可重复读(Non-Repeatable Reads)：一个事务内多次查询相同记录结果不一致。
幻读(Phantom Reads)：一个事务重新查询之前检索过的数据，发现出现新的数据。

解决：

加读写锁。
一致性快照读(MVCC)。

特点

用来提高数据库高并发场景下的吞吐性能。
MySQL中InnoDB引擎支持MVCC。
比加行锁效率高，开销低。
在读已提交(Read Committed)和可重复读(Repeatable Read)隔离级别下起作用。
可以基于乐观锁和悲观锁实现。
使用行级锁(row_level_lock),而非行锁(innodb_row_lock).
同一个事务能够看到数据一致的视图.
事务开始的时间不同,看到相同表的数据可能不同.

基本原理

通过保留某个时间点的快照实现的.

基本特征

每行数据都存在一个版本,每次数据更新时都更新该版本.
修改数据时复制当前版本的数据进行修改,各个事务之间互不影响.
保存时比较版本号,成功(commit)则覆盖原记录,失败则放弃(rollback).

InnoDB存储引擎MVCC实现策略

细节:

每一行保存两个隐藏列:当前行创建时版本号和删除时版本号.
版本号是系统版本号,每开始一个新事务,系统版本号自增.而事务的版本号为事务开始时的系统版本号.
每个事务有自己的版本号.

MVCC下的InnoDB的增删改查

插入数据

设记录的版本号为当前事务的版本号。
向表中插入数据。
将create version设置为当前事务的版本号，delete version为空。

更新操作

将旧的记录标记为已删除，delete version为当前事务版本号。
插入一行新的记录，create version为当前事务版本号，delete version为当前版本号。

删除操作

将待删除的行的delete version设置为当前事务版本号。

查询操作

记录需满足两个条件：

delete version为空或者设置的版本号大于当前事务的版本号(即：删除操作发生在当前事务之后)
create version小于等于当前事务版本号(即：记录创建在当前事务之前)

注：

MVCC只适用于MySQL中的读已提交(Read Committed)和可重复读(Repeatable Read)。
Read uncommitted存在脏读，即：读到未提交事务的数据行。
串行化是对表加锁。

InnoDB MVCC 实现原理

实现方式：

每一行记录都有两个隐藏列：DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR。(若没有主键，则还有一个隐藏主键)
DATA_TRX_ID：记录最近更新这条记录的事务ID(6字节)
DATA_ROLL_PTR：指向该行回滚段的指针，通过指针找到之前版本，通过链表形式组织(7字节)
DB_ROW_ID：行标识（隐藏单增ID），没有主键时主动生成(6字节)

多事务并发操作数据

特征：

不同事务对同一行的更新操作产生多个版本。
通过回滚指针将这些版本链接成一条Undo Log链。

更新操作流程：

将待操作的行加排他锁。
将该行原本的值拷贝到Undo Log中，DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR保持不变。（形成历史版本）
修改该行的值，更新该行的DATA_TRX_ID为当前操作事务的事务ID，将DATA_ROLL_PTR指向第二步拷贝到Undo Log链中的旧版本记录。（通过DB_ROLL_PTR可以找到历史记录）
记录Redo Log，包括Undo Log中的修改。

INSERT操作：产生新的记录，其DATA_TRX_ID为当前插入记录的事务ID。
DELETE操作：软删除，将DATA_TRX_ID记录下删除该记录的事务ID，真正删除操作在事务提交时完成。

一致性读的实现

RU隔离级别下 ==> 直接读取版本的最新记录。
SERIALIZABLE隔离级别 ==> 通过加锁互斥访问数据实现。
RC和RR隔离级别 ==> 使用版本链(ReadView,可读视图)

RR下的ReadView生成

特点：

每个事务首次执行SELECT语句时，会将当前系统所有活跃事务拷贝到一个列表中生成ReadView。
每个事务后续的SELECT操作复用其之前生成的ReadView。
UPDATE,DELETE,INSERT对一致性读snapshot无影响。

示例：事务A,B同时操作同一行数据

若事务A的第一个SELECT在事务B提交之前进行，则即使事务B修改记录后先于事务A进行提交，事务A后续的SELECT操作也无法读到事务B修改后的数据。
若事务A的第一个SELECT在事务B修改数据并提交事务之后，则事务A能读到事务B的修改。

RC下的ReadView生成

特点：

每次SELECT执行，都会重新将当前系统中的所有活跃事务拷贝到一个列表中生成ReadView。
ReadView的组成：(当前活跃事务ID列表,称为m_ids)
- 最小值为up_limit_id：最先开始的事务。
- 最大值为low_limit_id：最后开始的事务。
ID越小，事务开始的越早；ID越大，事务开始的越迟。
若被访问版本的trx_id小于up_limit_id == > 生成该版本的事务在ReadView生成前就已提交 == > 该版本可以被当前事务访问。
若被访问版本的trx_id大于low_limit_id == > 生成该版本的事务在ReadView生成之后才提交 == > 该版本不可被当前事务访问 == > 通过Undo Log找到之前的版本重新判断。
若被访问的版本在up_limit_id和low_limit_id之间 == > 需要判断trix_id是否在m_ids中存在 == > 若存在，则生成该版本的事务还在活跃，则该版本不可访问，可由Undo Log找到之前的版本进行重新判断；若不存在，则创建ReadView时该版本对应的事务已提交，可以访问该版本。
找到记录后，还要判断delete_flag是否为true，若为true，则该记录已被删除，不返回；若为false，则记录可以返回。

注：对于ID较大的事务较ID较小的事务先提交的情况，即事务发生晚但提交的早

RC的本质：每一条SELECT都可以看到其他已经提交的事务对数据的修改，只要事务提交，其结果都可见，与事务开始的先后顺序无关。
RR的本质：第一条SELECT生成ReadView前，已经提交的事务的修改可见。

参考：