MySQL|MySQL 学习笔记(二)MVCC 机制
之前在讲 MySQL 事务隔离性提到过,对于写操作给读操作的影响这种情形下发生的脏读、不可重复读、虚读问题。是通过MVCC 机制来进行解决的,那么MVCC到底是如何实现的,其内部原理是怎样的呢?我们要抓住三个方面:记录中的4个隐藏字段、undo log 和 read view。
一、MVCC 定义和解决的读问题
1. 事务并发一致性的读问题
脏读(Dirty Read)
脏读也就是当前事务读取到了其他事务还未提交的数据。我们举个例子来看看:
Time | session A | session B |
---|---|---|
1 | -设置当前会话事务隔离级别为:读未提交 set session transaction isolation level read uncommitted;
文章图片 |
|
2 | -设置当前会话事务隔离级别为:读未提交 set session transaction isolation level read uncommitted;
文章图片 |
|
3 | start transaction;
select * from account;
文章图片 |
|
4 | start transaction;
select * from account;
update account set user_name = '孙七' where id = 6;
文章图片 文章图片 |
|
5 | select * from account;
文章图片 查询到了session B 中还没有提交的数据 |
举个实例来看看:
Time | session A | session B |
---|---|---|
1 | -设置当前会话事务隔离级别为:读已提交 set session transaction isolation level read committed;
文章图片 |
|
2 | -设置当前会话事务隔离级别为:读已提交 set session transaction isolation level read committed;
文章图片 |
|
3 | start transaction;
select * from account;
文章图片 |
|
4 | start transaction;
select * from account;
update account set user_name='赵赵' where id = 1;
-此时已经发生修改 select * from account;
文章图片 文章图片 文章图片 |
|
5 | select * from account;
文章图片 |
|
6 | commit;
|
|
7 | select * from account;
文章图片 对于未提交的事务,查询不到。相对于前一个隔离级别,杜绝了未提交事务修改对另外会话的影响。一旦另外的会话提交后,在进行查询时,会查出相应的修改。即在一个完整会话中,前后查询不同。 |
下面举个实例来说明:
Time | session A | session B |
---|---|---|
1 | -设置当前会话事务隔离级别为:可重复读 set session transaction isolation level repeatable read;
select @@transaction_isolation;
文章图片 |
|
2 | -设置当前会话事务隔离级别为:可重复读 set session transaction isolation level repeatable read;
select @@transaction_isolation;
文章图片 |
|
3 | start transaction;
select * from account;
文章图片 |
|
4 | start transaction;
select * from account;
insert into account values(7,'刘八',100);
-此时已经发生修改 select * from account;
文章图片 文章图片 |
|
5 | select * from account;
文章图片 |
|
6 | commit;
|
|
7 | select * from account;
insert into account values(7,'刘八',100);
文章图片 虽然此时查询全表没有发现新的数据,但是这个时候插入和session B 中相同的插入语句却提示存在一条 key = 7 的语句,说明 session B 的操作确实影响到了 session A 。 这就是虚读 |
|
全称叫 Multi-Version Concurrency Control 的多版本并发控制。也就是指“维持一个数据的多个版本,使得读写操作没有冲突”。
在说明 MVCC 原理前,先了解一下 InnoDB 的当前读和快照读:
当前读 当前读,也就是它读取的是记录的最新版本,而且还要保证其他并发事务不能修改当前记录,实现方式是对读取记录进行加锁。比如下面给出的都是当前读
#共享锁
select lock in share mode;
select for update;
#排他锁
update
insert
delete
快照读 快照读是一种基于多版本并发控制(MVCC)的不加锁读取形式,由于多版本控制,使得快照读读到的可能不是数据的最新版本。比如不加锁的
select
操作就是快照读。二、MVCC 实现原理 1. 记录的三个隐藏字段
对于
InnoDB
存储引擎来说,它的每条聚簇索引记录中都包含有以下三个隐藏字段:row_id
:隐藏主键。如果该数据表中没有设置主键,就会自动生成一个6字节的row_idroll_pointer
:回滚指针。 指向旧版本的 undo 日志trx_id
:最近修改记录的事务ID。记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务ID
文章图片
【MySQL|MySQL 学习笔记(二)MVCC 机制】如图所示,
row_id
表示该记录生成的唯一隐式主键;trx_id
表示当前操作该记录的事务ID;roll ptr
是指向上一版本的 undo 日志的地址。2. undo 日志
undo log 就是回滚日志,之前在事务的原子性中介绍过,它是保证事务原子性的机制。undo 日志保存的只有
insert
、delete
和 update
这些修改记录的操作。下面举个例子来帮助理解 undo log 的执行流程:- 1.有一个事务编号为1 的事务向数据表中插入一条记录,此时事务的状态是:
文章图片
- row_id:隐藏主键为1
- trx_id:创建该记录的事务ID
- roll ptr:其上个版本的 undo 日志为空
- 2.第二个事务编号为2的事务对该记录进行修改,将name 字段的 ethan 改为 bob。此时的操作有:
- 修改数据时,数据库会对该行加排他锁
- 把该行数据拷贝一份到 undo log 中
- 拷贝完成后,再修改该记录name 字段的 ethan 为 bob、修改隐藏字段的事务ID 为2,回滚指针指向拷贝到 undo log 的记录。
- 事务提交后释放排他锁
文章图片
- 3.若第三个事务ID 为 3 对记录的age 字段进行了修改,将 20 修改为 18,则会出现:
- 事务3修改记录时,数据库对该行加排他锁
- 数据库将该行数据拷贝到 undo log 中
- 拷贝完毕后将该记录字段的 age 改成 18。修改隐藏事务ID 为 3,回滚指针指向上个版本的地址
- 事务提交后释放锁
文章图片
3. ReadView(读视图)
ReadView 定义 ReadView 是事务进行快照读那一刻,生成的一个数据系统当前的快照,记录并维护当前活跃事务的id,并且这个 ID 值是递增的。ReadView 的作用就是用来做可见性判断,记录当前事务执行快照读时,创建的ReadView 能够看到哪些版本的数据。
那么是ReadView 是怎么判断的呢?
ReadView 版本可见性判断规则 在ReadView 视图中主要有四个重要的属性:
trx_list
: 一个数值列表,当前系统活跃的读写事务的事务id 列表min_trx_id
:trx_list
中最小的事务id,trx_list
中的最小值max_trx_id
: 不是trx_list
的最大值,它是指系统应该分配给下一事务的事务id 值- 比如现在
trx_list
中有id 为1、2、3、4的事务,那么max_trx_id
的值就是5
- 比如现在
creator_trx_id
:生成该 ReadView 事务的事务ID
- 1.(
trx_id
==creator_trx_id
)若被访问版本的trx_id
值与当前 ReadView 中的creator_trx_id
相同,也就是说当前事务在访问它自己修改过的记录,该版本可以被当前事务访问。 - 2.(
trx_id
<min_trx_id
)若被访问版本的trx_id
值小于 ReadView 的min_trx_id
值,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView 以前已经提交,该版本可以被当前事务访问。 - 3.(
trx_id
>=max_trx_id
)若被访问版本的trx_id
值大于或等于 ReadView 中的max_trx_id
,表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 后才开启,该版本可以被当前事务访问。 - 4.(
min_trx_id
<trx_id
<max_trx_id
)若被访问版本的trx_id
值介于 ReadView 的min_trx_id
和max_trx_id
值之间,需要判断trx_id
属性值是否存在trx_list
中- 如果存在,说明创建 ReadView 时生成该版本的事务还是活跃的,该版本不可以被访问
- 如果不存在,说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已经被提交,因此该版本可以被访问
举例 下面让我们来看看 MVCC 实现的具体流程是怎样的,如下表是事务ID 为2 的事务对某行数据执行了快照读,其中的列表如下:
事务1 | 事务2 | 事务3 | 事务4 |
事务开始 | 事务开始 | 事务开始 | 事务开始 |
… | … | … | 修改且已提交 |
进行中 | 快照读 | 进行中 | |
… | … | … |
- trx_list:事务1、2、3
- min_trx_id:事务1
- max_trx_id:事务5
- creator_trx_id:事务2
- 经比较,只有第四条规则满足。此时
trx_id
的值是介于min_trx_id
和max_trx_id
之间,但是不在 trx_list 中,因此经判断该事务已经提交。所以该版本可以被访问。
文章图片
三、MVCC 如何解决脏读、不可重复读和虚读 首先回顾一下MySQL的事务隔离级别中的视图
- 读未提交(RU):它是直接返回记录的最新值,没有视图
- 读已提交(RC):每次查询都会创建一个ReadView
- 可重复读(RR):这个ReadView是在事务启动时创建,整个事务存在期间都用这个ReadView
- 串行化(serializable):直接用加锁的方式来避免并行访问
在读已提交的MVCC 中,每次查询都会创建一个 ReadView 。由于版本控制的可见性规则,使得当前事务只看的到已经提交的数据,所以这样就避免了看见未提交的数据,从而解决了脏读。
2.MVCC 解决不可重复读
因为RC 级别每次查询都会创建一个 ReadView ,所以对于已提交的事务,由于不能共用一个ReadView ,还是会造成两次读取过程中的不可重复读。所以RR 级别通过使用从启动到结束使用一个 ReadView, 来解决提交两次查询读取不一致的现象。
3.MVCC 到底能不能解决虚读?
先说结论:MVCC可以解决“快照读”,无法解决“当前读”
MVCC 可以解决“快照读” MVCC 可以解决如不加锁的
select
。原理就是MVCC 使用快照来控制版本数据读取的范围,从而在 RR 级别避免了虚读。在我上面讲虚读的举例就说明了,在select
快照读时,没有发现新的数据。但是新插入同样的数据却报错,说明MVCC 无法彻底解决虚读。文章图片
MVCC 无法解决“当前读” 如果在
select
上加锁,使用“当前读”,虚读还是会出现。所以真正要解决虚读,还是得用加锁的形式来解决。所以一般而言,也只有串行化级别才能真正解决虚读。参考资料 https://www.cnblogs.com/kismetv/p/10331633.html
https://pdai.tech/md/db/sql-mysql/sql-mysql-mvcc.html
https://time.geekbang.org/column/article/68963
https://blog.csdn.net/qq_35590091/article/details/107734005
《MySQL是怎样运行的-从根儿上理解MySQL》
推荐阅读
- 深入Mybatis框架
- springboot|SpringBoot系统笔记
- 系统学习 TypeScript(六)——认识接口
- 笔记|使用matplotlib绘制简单图表
- 笔记|java图形用户界面编辑常用组件和容器
- 笔记|java中使用while计算1到100之间的奇数和
- 笔记|JDBC(一)
- 笔记|DBUtil工具
- 笔记|java中使用if...else来判断学生成绩等级
- 笔记|数据库连接池