InnoDB MVCC 机制

Myth丶恋晨 2022-11-14 13:12 207阅读 0赞

在并发读写数据库时，读操作可能会不一致的数据（脏读）。为了避免这种情况，需要实现数据库的并发访问控制，最简单的方式就是加锁访问。由于，加锁会将读写操作串行化，所以不会出现不一致的状态。但是，读操作会被写操作阻塞，大幅降低读性能。在java concurrent包中，有copyonwrite系列的类，专门用于优化读远大于写的情况。而其优化的手段就是，在进行写操作时，将数据copy一份，不会影响原有数据，然后进行修改，修改完成后原子替换掉旧的数据，而读操作只会读取原有数据。通过这种方式实现写操作不会阻塞读操作，从而优化读效率。而写操作之间是要互斥的，并且每次写操作都会有一次copy，所以只适合读大于写的情况。

MVCC的原理与copyonwrite类似，全称是Multi-Version Concurrent Control，即多版本并发控制。在MVCC协议下，每个读操作会看到一个一致性的snapshot，并且可以实现非阻塞的读。MVCC允许数据具有多个版本，这个版本可以是时间戳或者是全局递增的事务ID，在同一个时间点，不同的事务看到的数据是不同的。

本文详细的介绍了什么是 MVCC？为什么要有MVCC？以及MVCC的内部实现原理：包括Undo Log的版本链是如何组织的，RR、RC两个级别下一致性读是如何实现的等。通过案例、插图，以最通俗易懂的方式，让你彻底掌握MVCC的来龙去脉。

1 什么是MVCC

`MVCC (Multiversion Concurrency Control)`  中文全称叫 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][Link 1] 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

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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。

1.  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` 。
2.  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。
3.  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。

2  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：

1.  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。
2.  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” 。
3.  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”。
4.  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 **：

1.  加读写锁
2.  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` 。

### 3 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）。

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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。

### 3.1 如何组织版本链 ###

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` 。

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事务  `A`  的操作过程为：

1.  对  `DB_ROW_ID = 1`  的这行记录加排他锁
2.  把该行原本的值拷贝到  `undo log`  中， `DB_TRX_ID`  和  `DB_ROLL_PTR`  都不动
3.  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
4.  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` 。

3.2 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。

3.2.1 RR下ReadView的生成

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。

![InnoDB MVCC 机制，看这篇就够了][InnoDB MVCC 2]

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。

![InnoDB MVCC 机制，看这篇就够了][InnoDB MVCC 3]

3.2.2 RC下ReadView的生成

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：

1.  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。
2.  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。
3.  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。
4.  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。

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4 举个例子

4.1 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` 。

4.2 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` 。

5 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：

![InnoDB MVCC 机制，看这篇就够了][InnoDB MVCC 5]

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：

![InnoDB MVCC 机制，看这篇就够了][InnoDB MVCC 3]

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。

6  写在最后

`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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