注意

mvcc可以说解决了RR隔离级别下的幻读问题,又没有完全解决,他和串行化还是不一样的,

1.当前DB已有id 5, 10, 15三条数据。
2.事务A查询id < 10的数据,可以查出一行记录id = 5
3.事务B插入id = 6的数据
4.事务A再查询id < 10的数据,可以查出一行记录id = 5,查不出id = 6的数据(读场景,解决了幻读)
5.事务A可以更新/删除id = 6的数据,不能插入id = 6的数据(写场景,幻读不彻底)

这个很好理解,MySQL虽然通过MVCC的版本号来解决了读场景下的幻读,但对于上面第5步那种写场景的情况,其实是无能为力的,因为MVCC毕竟是无锁实现。
所以如果后续要对数据进行写操作,还是通过for update语句上锁比较稳妥,不然就可能会出现上面第5步那样的问题。

1.MVCC是什么

MVCC 的实现依赖于:隐藏字段、Undo Log、Read View。

MVCC (Multiversion Concurrency Control),多版本并发控制。顾名思义,MVCC是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的 并发控制 。这项技术使得在InnoDB的事务隔离级别下执行 一致性读 操作有了保证。换句话说,为了查询一些正在被另一个事务更新的行,并且可以看到它们被更新之前的值,这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。


2.快照读 & 当前读

为了提高数据库并发性能,用更好的方式去处理 读-写冲突 ,做到即使有读写冲突时,也能做到 不加锁 , 非阻塞并发读 ,而这个读指的就是 快照读 , 而非 当前读 。当前读实际上是一种加锁的操作,是悲观锁的实现。而MVCC本质是采用乐观锁思想的一种方式。

快照读

快照读又叫一致性读,读取的是快照数据。不加锁的简单的 SELECT 都属于快照读,即不加锁的非阻塞读;比如这样:

SELECT * FROM xxx WHERE ...

快照读基于MVCC,既然是基于多版本,那么快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本,而有可能是之前的历史版本。
快照读的前提是隔离级别不是串行级别,串行级别下的快照读会退化成当前读。

当前读

当前读读取的是记录的最新版本(最新数据,而不是历史版本的数据),读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录,会对读取的记录进行加锁。加锁的 SELECT,或者对数据进行增删改都会进行当前读。比如:

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁

3.MVCC实现原理

前置内容复习:

隔离级别

Mysql下的


隐藏字段 & Undo Log版本链

对于使用 InnoDB 存储引擎的表来说,它的聚簇索引记录中都包含两个必
要的隐藏列。

  • trx_id :每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时,都会把该事务的 事务id 赋值给 trx_id 隐藏列。
  • roll_pointer :每次对某条聚簇索引记录进行改动时,都会把旧的版本写入到 undo 日志 中,然后这个隐藏列就相当于一个指针,可以通过它来找到该记录修改前的信息。

insert undo只在事务回滚时起作用,当事务提交后,该类型的undo日志就没用了,它占用的Undo Log Segment也会被系统回收(也就是该undo日志占用的Undo页面链表要么被重用,要么被释放)。

每次对记录进行改动,都会记录一条undo日志,每条undo日志也都有一个 roll_pointer 属性( INSERT 操作对应的undo日志没有该属性,因为该记录并没有更早的版本),可以将这些 undo日志都连起来,串成一个链表:

对该记录每次更新后,都会将旧值放到一条 undo 日志 中,就算是该记录的一个旧版本,随着更新次数的增多,所有的版本都会被 roll_pointer 属性连接成一个链表,我们把这个链表称之为 版本链 ,版本链的头节点就是当前记录最新的值。
每个版本中还包含生成该版本时对应的 事务id 。


ReadView

ReadView是什么

相关内容

  • 使用 READ UNCOMMITTED隔离级别的事务,由于可以读到未提交事务修改过的记录,所以直接读取记录的最新版本就好了。

  • 使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务,InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。

  • 使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务,都必须保证读到 已经提交了的 事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交,是不能直接读取最新版本的记录的,核心问题就是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的,这是ReadView要解决的主要问题。


  • 1.creator_trx_id ,创建这个 Read View的事务 ID。

  • 2.trx_ids ,表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的 事务id列表 。

  • 3.up_limit_id ,活跃的事务中最小的事务 ID。

  • 4.low_limit_id ,表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是系统最大的事务id值,这里要注意是系统中的事务id,需要区别于正在活跃的事务ID。

注意:low_limit_id 并不是trx_ids中的最大值,事务id是递增分配的。比如,现在有id为1,2,3这三个事务,之后id为3的事务提交了。那么一个新的读事务在生成ReadView时, trx_ids 就包括1和2,up_limit_id 的值就是1,low_limit_id 的值就是4。

ReadView 规则

有了这个ReadView,这样在访问某条记录时,只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见。

  • 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的 creator_trx_id 值相同,意味着当前事务在访问它自己修改过的记录,所以该版本可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的 up_limit_id 值,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交,所以该版本可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的 low_limit_id 值,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启,所以该版本不可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间,那就需要判断一下trx_id属性值是不是在 trx_ids 列表中。
    • 如果在,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

MVCC整体操作流程

  1. 首先获取事务自己的版本号,也就是事务 ID;
  2. 获取 ReadView;
  3. 查询得到的数据,然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较;
  4. 如果不符合 ReadView 规则,就需要从 Undo Log 中获取历史快照;
  5. 最后返回符合规则的数据。
  • 在隔离级别为读已提交(Read Committed)时,一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次Read View

  • 当隔离级别为可重复读的时候,就避免了不可重复读,这是因为一个事务只在第一次SELECT的时候会获取一次 Read View,而后面所有的 SELECT 都会复用这个 Read View

4.举例

READ COMMITTED

READ COMMITTED :每次读取数据前都生成一个ReadView。

REPEATABLE READ

使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说,只会在第一次执行查询语句时生成一个 ReadView ,之后的查询就不会重复生成了。

5.如何解决幻读

假设现在表 student 中只有一条数据,数据内容中,主键 id=1,隐藏的 trx_id=10,它的 undo log如下图所示。


假设现在有事务 A 和事务 B 并发执行, 事务 A 的事务 id 为 20 , 事务 B 的事务 id 为 30 。

step1:事务 A 开始第一次查询数据,

select * from student where id >= 1;

在开始查询之前,MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView,此时 ReadView 的内容如下:

trx_ids= [20,30] , up_limit_id=20 , low_limit_id=31 , creator_trx_id=20 。

由于此时表 student 中只有一条数据,且符合 where id>=1 条件,因此会查询出来。然后根据 ReadView机制,发现该行数据的trx_id=10,小于事务 A 的 ReadView 里 up_limit_id,这表示这条数据是事务 A 开启之前,其他事务就已经提交了的数据,因此事务 A 可以读取到。
结论:事务 A 的第一次查询,能读取到一条数据,id=1。

step2:接着事务 B(trx_id=30),往表 student 中新插入两条数据,并提交事务。

insert into student(id,name) values(2,'李四');
insert into student(id,name) values(3,'王五');

此时表student 中就有三条数据了,对应的 undo 如下图所示:

step3:接着事务 A 开启第二次查询,根据可重复读隔离级别的规则,此时事务 A 并不会再重新生成 ReadView。此时表 student 中的 3 条数据都满足 where id>=1的条件,因此会先查出来。然后根据
ReadView 机制,判断每条数据是不是都可以被事务 A 看到。

1)首先 id=1 的这条数据,前面已经说过了,可以被事务 A 看到。

2)然后是 id=2 的数据,它的 trx_id=30,此时事务 A 发现,这个值处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之间,因此还需要再判断 30 是否处于 trx_ids 数组内。由于事务 A 的 trx_ids=[20,30],因此在数组内,这表示 id=2 的这条数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的,所以这条数据不能让事务 A 看到。

3)同理,id=3 的这条数据,trx_id 也为 30,因此也不能被事务 A 看见。

结论:最终事务 A 的第二次查询,只能查询出 id=1 的这条数据。这和事务 A 的第一次查询的结果是一样的,因此没有出现幻读现象,所以说在 MySQL 的可重复读隔离级别下,不存在幻读问题。

参考文献

文章部分内容引用自宋红康老师的Mysql高级课程,在此表示感谢,如有侵权,请联系站长进行删除
<声明>:

谁都不是生下来就会的,都不是三体人,知识也可以遗传,我们的东西都是学习到的,所以每个人的知识体系难免有老师的身影,先学习后模仿,才能学会,至于笔记,摘抄部分我感觉难免,学会了就是自己的!

分类: mysql

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