MVCC 机制的原理及实现

什么是机制 MVCC

MVCC（Multiversion Concurrency Control）翻译过来是多版本并发控制，和数据库锁一样，理及也是实现一种并发控制的解决方案。

在InnoDB中的机制实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的理及方式去处理读-写冲突，做到即使有读写冲突时，实现也能做到不加锁，机制非阻塞并发读，理及而这个读指的实现就是快照读，而非当前读。机制当前读实际上是理及一种加锁的操作，是实现悲观锁的实现。而MVCC本质是机制采用乐观锁思想的一种方式。

快照读

所谓快照读，理及就是实现读取的是快照数据，即快照生成的服务器托管那一刻的数据，像我们常用的普通的SELECT语句在不加锁情况下就是快照读：

复制SELECT * FROM xx_table WHERE ...1.

注意：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：

复制SELECT * FROM xx_table LOCK IN SHARE MODE; #共享锁 SELECT * FROM xx_table FOR UPDATE; #排他锁 INSERT INTO xx_table values ... #排他锁 DELETE FROM xx_table WHERE ... #排他锁 UPDATE xx_table SET ... #排他锁1.2.3.4.5. 解决什么问题

我们知道，在数据库中，对数据的操作主要有2种，分别是读和写，而在并发场景下，就可能出现以下三种情况：

读-读并发：不存在任何问题，也不需要并发控制读-写并发：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，云服务器可能遇到脏读，幻读，不可重复读写-写并发：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题

在没有写的情况下读-读并发是不会出现问题的，而写-写并发这种情况比较常用的就是通过加锁的方式实现。那么，读-写并发则可以通过MVCC的机制解决。

实现原理

Undo Log

undo log是Mysql中比较重要的事务日志之一，是一种用于回退的日志，在事务没提交之前，MySQL会先记录更新前的数据到undo log日志文件里面，当事务回滚时或者数据库崩溃时，可以利用undo log来进行回退。

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update或delete时产生的undo log，不仅在事务回滚时需要，源码下载在快照读时也需要；所以不能随便删除，只有在快速读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除

一条记录在同一时刻可能有多个事务在执行，那么undo log会有一条记录的多个快照，那么在这一时刻发生SELECT要进行快照读的时候，要读哪个快照呢？

行记录的隐式字段

其实，数据库中的每行记录中，除了保存了我们自己定义的一些字段以外，还有一些重要的隐式字段的：

db_row_id：隐藏主键，如果我们没有给这个表创建主键，那么会以这个字段来创建聚簇索引db_trx_id：对这条记录做了最新一次修改的事务的IDdb_roll_ptr：回滚指针，指向这条记录的上一个版本，其实他指向的就是Undo Log中的上一个版本的快照的地址

注意：以上字段只有在聚簇索引的行记录中才会有，而在普通二级索引中是没有这些值的。

每一次记录变更之前都会先存储一份快照到undo log中，那么这几个隐式字段也会跟着记录一起保存在undo log中，就这样，每一个快照中都有一个db_trx_id字段表示了对这个记录做了最新一次修改的事务的ID ，以及一个db_roll_ptr字段指向了上一个快照的地址。（db_trx_id和db_roll_ptr是重点，后面还会用到）

这样就形成了一个快照链表：

图片

有了undo log，又有了几个隐式字段，我们好像还是不知道具体应该读取哪个快照，那怎么办呢？

Read View

Read View 是InnoDB中一个至关重要的概念，是实现MVCC的基础，同时也是支持不同的事务隔离级别的基础，同时提高系统的并发能力和性能。

Read View主要来帮我们解决可见性的问题的, 即他会来告诉我们本次事务应该看到哪个快照，不应该看到哪个快照。

在可重复读（Repeatable Read）级别下，快照（Read View）在事务开始后第一次查询时创建一次，并在整个事务期间保持不变。在读已提交（Read Committed）级别下，快照（Read View）会在每次查询时重新创建，以反映数据库中的最新提交更改。

在Read View中有几个重要的属性：

trx_ids，表示在生成Read View时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。low_limit_id，应该分配给下一个事务的id值。up_limit_id，未提交的事务中最小的事务ID。creator_trx_id，创建这个Read View的事务ID。

Read View遵循一个可见性算法，主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID（即当前事务ID ）取出来，与系统当前其他活跃事务的ID去对比（由Read View 维护），如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了某些比较，不符合可见性，那就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出Undo Log中的DB_TRX_ID再比较，即遍历链表的DB_TRX_ID（从链首到链尾，即从最近的一次修改查起），直到找到满足特定条件的DB_TRX_ID，那么这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看见的最新老版本。

案例

假如一个ReadView的内容为：

复制trx_ids = [5,6,8) low_limit_id = 8 up_limit_id = 5 creator_trx_id = 71.2.3.4.

假设当前事务要读取某一个记录行，该记录行的db_trx_id（即最新修改该行的事务ID）为 trx_id，那么，就有以下几种情况了：

1、trx_id<up_limit_id，即小于5的事务，说明这些事务在生成ReadView之前就已经提交了，那么该事务的结果就是可见的。

2、trx_id>=low_limit_id，即大于8的事务，说明该事务在生成ReadView后才生成，所以该事务的结果就是不可见的。

3、up_limit_id<trx_id<low_limit_id，即大于等于5，小于8，这种情况下会再拿事务ID和Read View中的trx_ids进行逐一比较。

如果，事务ID在trx_ids列表中，如6，那么表示在当前事务开启时，这个事务还是活跃的，那么这个记录对于当前事务来说应该是不可见的。

如果，事务id不在trx_ids列表中，如7，那么表示的是在当前事务开启之前，其他事务对数据进行修改并提交了，所以，这条记录对当前事务就应该是可见的。

当然这里有个例外情况，那就是这个trx_id=creator_trx_id，那么就肯定是可见的

总结一下就是，一个事务能看到的是在他开始之前就已经提交的事务的结果，而未提交的结果都是不可见的。

当数据的事务ID不符合Read View规则时候，那就需要从undo log里面获取数据的历史快照，然后数据快照的事务ID再来和Read View进行可见性比较，如果找到一条快照，则返回，找不到则返回空。

总结

图片

在InnoDB中MVCC就是通过Read View + Undo Log来实现的，undo log中保存了历史快照，而Read View用来判断具体哪一个快照是可见的。