MySQL InnoDB之MVCC原理是什麼

MVCC全名為Multi-Version Concurrency Control，即多版本並發控制，主要是為了提高資料庫的並發效能。同一行資料平時發生讀寫請求時，會上鎖阻塞住。 MVCC採用更最佳化的方法來處理讀寫請求，無需加鎖即可處理讀寫請求衝突。這裡指的是快照讀，而不是當前讀，當前讀是一種​​悲觀鎖機制。我們在後面的學習中會了解到，是如何做到不需要加鎖就可進行讀寫操作，並且快照讀和當前讀的概念也會被解析。

MySQL在REPEATABLE READ隔離等級下，是可以很大程度上避免幻讀問題的發生的，MySQL是怎麼做到的？

版本鏈

我們知道，對於使用InnoDB儲存引擎的表來說，它的叢集索引記錄中都包含兩個必要的隱藏欄位（row_id不是必要的，我們建立的表中有主鍵或非NULL的UNIQUE鍵時都不會包含row_id列）：

• trx_id：每次一個事務對某條聚簇索引記錄進行改動時，都會把該交易的交易id賦值給trx_id隱藏欄位。

• roll_pointer：每次對某一叢集索引記錄進行改動時，都會把舊的版本寫入到undo日誌中，然後這個隱藏列就相當於一個指針，可以透過它來找到該記錄修改前的資訊。

為了說明這個問題，我們建立一個演示表：

CREATE TABLE `teacher` (
  `number` int(11) NOT NULL,
  `name` varchar(100) DEFAULT NULL,
  `domain` varchar(100) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`number`)) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8

然後向這個表裡插入一條數據：

mysql> insert into teacher values(1, 'J', 'Java');Query OK, 1 row affected (0.01 sec)

現在裡的數據就是這樣的：

mysql> select * from teacher;
+--------+------+--------+
| number | name | domain |
+--------+------+--------+
|      1 | J    | Java   |
+--------+------+--------+
1 row in set (0.00 sec)

假設插入該記錄的事務id為60，那麼此刻該條記錄的示意圖如下所示：

假設之後兩個事務id分別為80、120的事務對這條記錄進行UPDATE操作，操作流程如下：

##beginupdate teacher set name='K' where number=1;update teacher set name='F' where number =1;

#Trx80	Trx120
begin
	#begin
	update teacher set name='S' where number=1;
	update teacher set name='T' where number=1;
	commit

###################commit#############

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，所以现在的情况就像下图一样：

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。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id。于是可以利用这个记录的版本链来控制并发事务访问相同记录的行为，那么这种机制就被称之为多版本并发控制(Mulit-Version Concurrency Control MVCC)。

ReadView

对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说，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。

对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来说，InnoDB使用加锁的方式来访问记录。

对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录，也就是说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：READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别在不可重复读和幻读上的区别，这两种隔离级别关键是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的。

为此，InnoDB提出了一个ReadView的概念，这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容：

• m_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。

• min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中的最小值。

• max_trx_id: 表示系统应该分配给下一个事务的ID值，以便在生成ReadView时使用。请注意，max_trx_id不一定是m_ids中的最大值，因为事务id是递增分配的。例如，假设有三个事务分别为ID 1、2、3，在ID 3的事务提交后。那么一个新的读事务在生成ReadView时，m_ids就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4。

• creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id。

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：

1. 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。

2. 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_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。

3. 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的max_trx_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。

4. 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间(min_trx_id

5. 如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果最新的版本也无法查看，则该记录对该事务是完全不可见的，查询结果将不包含该记录。

在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同。

我们还是以表teacher为例，假设现在表teacher中只有一条由事务id为60的事务插入的一条记录，接下来看一下READ COMMITTED和REPEATABLE READ所谓的生成ReadView的时机不同到底不同在哪里。

READ COMMITTED每次读取数据前都生成一个ReadView

假设现在系统里有两个事务id分别为80、120的事务在执行：

# Transaction 80
set session transaction isolation level read committed;
begin
update teacher set name='S' where number=1;
update teacher set name='T' where number=1;

此刻，表teacher中number为1的记录得到的版本链表如下所示：

假设现在有一个使用READ COMMITTED隔离级别的事务开始执行：

set session transaction isolation level read committed;
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'

这个SELECE1的执行过程如下：

• 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[80, 120]，min_trx_id为80，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。

• 然后从版本链中挑选可见的记录，最新版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’S’，该版本的trx_id值也为80，也在m_ids列表内，根据步骤4也不符合要求，继续跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’J’，该版本的trx_id值为60，小于ReadView 中的min_trx_id值，根据步骤2判断这个版本是符合要求的。

之后，我们把事务id为80的事务提交一下，然后再到事务id为120的事务中更新一下表teacher 中number为1的记录：

set session transaction isolation level read committed;
# Transaction 120
begin
update teacher set name='K' where number=1;
update teacher set name='F' where number=1;

此刻，表teacher 中number为1的记录的版本链就长这样：

然后再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找这个number 为1的记录，如下：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
# SELECE2：Transaction 80提交、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'T'

这个SELECE2 的执行过程如下：

• 在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView，该ReadView的m_ids列表的内容就是[120]（事务id为80的那个事务已经提交了，所以再次生成快照时就没有它了），min_trx_id为120，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。

• 然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是’F’，该版本的trx_id值为120，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name 的内容是’K’，该版本的trx_id值为120，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，小于ReadView中的min_trx_id值120，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’‘T’'的记录。

以此类推，如果之后事务id为120的记录也提交了，再次在使用READCOMMITTED隔离级别的事务中查询表teacher中number值为1的记录时，得到的结果就是’F’了，具体流程我们就不分析了。

总结一下就是：使用READCOMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。

REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个ReadView

对于使用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。我们还是用例子看一下是什么效果。

假设现在系统里有两个事务id分别为80、120的事务在执行：

# Transaction 80
begin
update teacher set name='S' where number=1;
update teacher set name='T' where number=1;

此刻，表teacher中number为1的记录得到的版本链表如下所示：

假设现在有一个使用REPEATABLE READ隔离级别的事务开始执行：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'

这个SELECE1的执行过程如下（与READ COMMITTED的过程一致）：

• 在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[80, 120]，min_trx_id为80，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。

• 然后从版本链中挑选可见的记录，最新版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’S’，该版本的trx_id值也为80，也在m_ids列表内，根据步骤4也不符合要求，继续跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’J’，该版本的trx_id值为60，小于ReadView 中的min_trx_id值，根据步骤2判断这个版本是符合要求的。

之后，我们把事务id为80的事务提交一下，然后再到事务id为120的事务中更新一下表teacher 中number为1的记录：

# Transaction 80
begin
update teacher set name='K' where number=1;
update teacher set name='F' where number=1;

此刻，表teacher 中number为1的记录的版本链就长这样：

然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，如下：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
# SELECE2：Transaction 80提交、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'

这个SELECE2的执行过程如下：

• 因为当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ，而之前在执行SELECE1时已经生成过ReadView了，所以此时直接复用之前的ReadView，之前的ReadView的m_ids列表的内容就是[80, 120]，min_trx_id为80，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。

• 然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是’F’，该版本的trx_id值为120，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’K’，该版本的trx_id值为120，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’S’，该版本的trx_id值为80，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

• 下一个版本的列name的内容是’J’，该版本的trx_id值为60，小于ReadView中的min_trx_id值80，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’‘J’'的记录。

可重复读的意思是两次SELECT查询的结果相同，记录的列值均为'J'。

如果我们之后再把事务id为120的记录提交了，然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，得到的结果还是’J’，具体执行过程大家可以自己分析一下。

MVCC下的幻读现象和幻读解决

前面我们已经知道了，REPEATABLE READ隔离级别下MVCC可以解决不可重复读问题，那么幻读呢？MVCC是怎么解决的？幻读是一个事务按照某个相同条件多次读取记录时，后读取时读到了之前没有读到的记录，而这个记录来自另一个事务添加的新记录。

我们可以想想，在REPEATABLE READ隔离级别下的事务T1先根据某个搜索条件读取到多条记录，然后事务T2插入一条符合相应搜索条件的记录并提交，然后事务T1再根据相同搜索条件执行查询。结果会是什么？按照ReadView中的比较规则：

无论事务T2是否先于事务T1开启，事务T1都无法观察到T2的提交。请根据以上所述的版本历史、阅读视图与可视性判断规则，自行进行分析。

但是，在REPEATABLE READ隔离级别下InnoDB中的MVCC可以很大程度地避免幻读现象，而不是完全禁止幻读。怎么回事呢？我们来看下面的情况：

T1	T2
begin;
select * from teacher where number=30; 无数据	begin;
	insert into teacher values(30, ‘X’, ‘Java’);
	commit;
update teacher set domain=‘MQ’ where number=30;
select * from teacher where number = 30; 有数据

嗯，怎麼回事？事務T1很明顯出現了幻讀現象。在REPEATABLE READ隔離等級下，T1第一次執行普通的SELECT語句時產生了一個ReadView，之後T2向teacher表中新插入一筆記錄並提交。 ReadView並不能阻止T1執行UPDATE或DELETE語句來改變這個新插入的記錄（由於T2已經提交，因此改動該記錄並不會造成阻塞)，但是這樣一來，這條新記錄的trx_id隱藏列的值就變成了T1的事務id。之後T1再使用普通的SELECT語句去查詢這條記錄時就可以看到這條記錄了，也就可以把這條記錄回傳給客戶端。 MVCC無法完全消除幻讀，因為有這種特殊現象。

MVCC小結

從上邊的描述我們可以看出來，所謂的MVCC（Multi-Version ConcurrencyControl ，多版本並發控制）指的就是在使用READ COMMITTD、REPEATABLE READ這兩種隔離等級的交易在執行普通的SELECT操作時存取記錄的版本鏈的過程，這樣子可以使不同交易的讀-寫、寫-讀操作並發執行，從而提升系統效能。

READ COMMITTD、REPEATABLE READ這兩個隔離等級的一個很大不同就是：產生ReadView的時機不同，READ COMMITTD在每一次進行普通SELECT操作前都會產生一個ReadView，而REPEATABLE READ只在第一次進行普通SELECT操作前產生一個ReadView，之後的查詢操作都重複使用這個ReadView就好了，基本上可以避免幻讀現象。

我們之前說執行DELETE語句或更新主鍵的UPDATE語句並不會立即把對應的記錄完全從頁面中刪除，而是執行一個所謂的delete mark操作，相當於只是對記錄打上了一個刪除標誌位，這主要就是為MVCC服務的。另外，所謂的MVCC只是在我們進行普通的SEELCT查詢時才生效，截止到目前我們所見的所有SELECT語句都算是普通的查詢，至於什麼是個不普通的查詢，後面就會講到。

以上是MySQL InnoDB之MVCC原理是什麼的詳細內容。更多資訊請關注PHP中文網其他相關文章！