第16章 多版本并发控制【3.事务篇】【MySQL高级】

第16章 多版本并发控制

  • ​​前言​​
  • ​​推荐​​
  • ​​第16章 多版本并发控制​​
  • ​​1. 什么是MVCC​​
  • ​​2. 快照读与当前读​​
  • ​​2.1 快照读​​
  • ​​2.2 当前读​​
  • ​​3. 复习​​
  • ​​3.1 再谈隔离级别​​
  • ​​3.2隐藏字段、Undo Log版本链​​
  • ​​4. MVCC实现原理之ReadView​​
  • ​​4.1什么是ReadView​​
  • ​​4.2设计思路​​
  • ​​4.3 ReadView的规则​​
  • ​​4.4 MVCC整体操作流程​​
  • ​​5. 举例说明​​
  • ​​5.1 READ COMMITTED隔离级别下​​
  • ​​5.2 REPEATABLE READ隔离级别下​​
  • ​​5.3 如何解决幻读​​
  • ​​6. 总结​​
  • ​​最后​​

前言


2022/8/13 11:14


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尚硅谷MySQL学习笔记

MySQL笔记:第16章_多版本并发控制

第16章 多版本并发控制

1. 什么是MVCC

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。换言之,就是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。

MVCC没有正式的标准,在不同的DBMS中 MVCC的实现方式可能是不同的,也不是普遍使用的(大家可以参考相关的DBMS文档)。这里讲解InnoDB 中 MVCC的实现机制(MySQL其它的存储引擎并不支持它)。

2. 快照读与当前读

MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是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。

2.1 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 player WHERE ...

之所以出现快照读的情况,是基于提高并发性能的考虑,快照读的实现是基于MVCC,它在很多情况下,避免了加锁操作,降低了开销。

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。

2.2 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. 复习

3.1 再谈隔离级别

事务有 4 个隔离级别,可能存在三种并发问题:

在MySQL中,默认的隔离级别是可重复读,可以解决脏读和不可重复读的问题,如果仅从定义的角度来看,它并不能解决幻读问题。如果想要解决幻读问题,就需要采用串行化的方式,也就是将隔离级别提升到最高,但这样一来就会大幅降低数据库的事务并发能力

MVCC可以不采用锁机制,而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题!它可以在大多数情况下替代行级锁,降低系统的开销。

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3.2隐藏字段、Undo Log版本链

回顾一下undo日志的版本链,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。

举例: student表数据如下

SELECT * FROM student ;
/*
+----+--------+--------+
| id | name | class |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 一班 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)
*/

假设插入该记录的事务​​id​​​为​​8​​,那么此刻该条记录的示意图如下所示:

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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)。

假设之后两个事务id分别为​​10​​​、​​20​​​的事务对这条记录进行​​UPDATE​​ 操作,操作流程如下:

发生时间顺序

事务10

事务20

1

BEGIN;

2

BEGIN;

3

UPDATE student SET name=“李四” WHERE id=1;

4

UPDATE student SET name=“王五” WHERE id=1;

5

COMMIT;

6

UPDATE student SET name=“钱七” WHERE id=1;

7

UPDATE student SET name=“宋八” WHERE id=1;

8

COMMIT;

能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢?
不能!这不就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据,脏写。

InnoDB使用锁来保证不会有脏写情况的发生,也就是在第一个事务更新了某条记录后,就会给这条记录加锁,另一个事务再次更新时就需要等待第一个事务提交了,把锁释放之后才可以继续更新。

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:

update写的时候应该是默认加了x锁的,20会等待10

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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,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​​。

4. MVCC实现原理之ReadView

MVCC 的实现依赖于:隐藏字段、Undo Log、Read View

4.1什么是ReadView

在MVCC机制中,多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照,这些历史快照保存在Undo Log里。如果一个事务想要查询这个行记录,需要读取哪个版本的行记录呢?这时就需要用到ReadView了,它解决了行的可见性问题

ReadView就是事务A在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时,会生成数据库系统当前的一个快照,InnoDB为每个事务构造了一个数组,用来记录并维护系统当前​​活跃事务​​的ID(“活跃"指的就是,启动了但还没提交)

4.2设计思路

使用​​READ UNCONNMITTED​​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。

这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容,分别如下:

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

说明:只有在对表中的记录做改动时(执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时)才会为事务分配事务id,否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。

  1. ​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​​ 。
  2. ​up_limit_id​​ ,活跃的事务中最小的事务 ID。
  3. ​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。

举例:

trx_ids为trx2、trx3、trx5和trx8的集合,系统的最大事务ID (low_limit_id)为trx8+1(如果之前没有其他的新增事务),活跃的最小事务ID (up_limit_id)为trx2。

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4.3 ReadView的规则

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。20可以访问自己
  • 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。10可以访问最新
  • 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。(20被10阻塞)
  • 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。(10没提交,不能访问最新)*
  • 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。(10提交之后,就能访问最新)

4.4 MVCC整体操作流程

了解了这些概念之后,来看下当查询一条记录的时候,系统如何通过MVCC找到它:

  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。

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。如果最后一个版本也不可见的话,那么就意味着该条记录对该事务完全不可见,查询结果就不包含该记录。

InnoDB中,MVCC是通过Undo Log + Read View进行数据读取,Undo Log保存了历史快照,而Read View规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。

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。

如表所示:

事务

说明

begin;

select * from student where id >2;

获取一次Read View

select * from student where id >2;

获取一次Read View

commit;

注意,此时同样的查询语句都会重新获取一次Read View,这时如果Read View 不同,就可能产生不可重复读或者幻读的情况。

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,如下表所示:

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5. 举例说明

假设现在student表中只有一条由​​事务id​​​为​​8​​的事务插入的一条记录:

SELECT * FROM student ;
/*
+----+--------+--------+
| id | name | class |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 一班 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)
*/

MVCC只能在READ COMMITTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作。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

5.1 READ COMMITTED隔离级别下

READ COMMITTED :每次读取数据前都生成一个ReadView

现在有两个 ​​事务id​​​ 分别为 ​​10​​​ 、 ​​20​​ 的事务在执行

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录(为了分配事务id)
...

说明:事务执行过程中,只有在第一次真正修改记录时(比如使用INSERT、DELETE、UPDATE语句),才会被分配一个单独的事务id,这个事务id是递增的。所以我们才在事务2中更新一些别的表的记录,目的是让它分配事务id。

此刻,表student 中id为1的记录得到的版本链表如下所示:

第16章 多版本并发控制【3.事务篇】【MySQL高级】

假设现在有一个使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务开始执行:

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务

BEGIN;
# SELECT1:Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

这个·SELECT1·的执行过程如下:

步骤1∶在执行​​SELECT​​​语句时会先生成一个​​ReadView​​​ ,ReadView的​​trx_ids​​​列表的内容就是​​[10,20]​​​,​​up_limit_id​​​为​​10​​​, ​​low_limit_id​​​为​​21​​​, ​​creator_trx_id​​​为​​0​​。

步骤2:从版本链中挑选可见的记录,从图中看出,最新版本的列​​name​​​的内容是​​’王五’​​,该版本的trx_id值为10,在trx_ids列表内,所以不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本

步骤3:∶下一个版本的列​​name​​​的内容是​​’李四’​​​,该版本的​​trx_id​​​值也为​​10​​​,也在​​trx_ids​​列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本

步骤4:下一个版本的列name的内容是​​’张三’​​​,该版本的​​trx_id​​​值为​​8​​​,小于​​ReadView​​​中的​​up_limit_id​​​值​​10​​​,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​​‘张三’​​的记录

之后,把 事务id 为 10 的事务提交一下:

# Transaction 10
BEGIN;

UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

COMMIT;

然后再到 ​​事务id​​​ 为 ​​20​​​ 的事务中更新一下表 ​​student​​​ 中 ​​id​​​ 为 ​​1​​ 的记录:

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;