InnoDB MVCC 机制,看这篇就够了

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作者:jiayangchen

来自:Young的博客(公众号)

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本文详细的介绍了什么是MVCC?为什么要有MVCC?以及MVCC的内部实现原理:包括Undo Log的版本链是如何组织的,RR、RC两个级别下一致性读是如何实现的等。通过案例、插图,以最通俗易懂的方式,让你彻底掌握MVCC的来龙去脉。

 

1 什么是MVCC

MVCC (Multiversion Concurrency Control) 中文全称叫多版本并发控制,是现代数据库(包括 MySQLOraclePostgreSQL 等)引擎实现中常用的处理读写冲突的手段,目的在于提高数据库高并发场景下的吞吐性能

如此一来不同的事务在并发过程中,SELECT 操作可以不加锁而是通过 MVCC 机制读取指定的版本历史记录,并通过一些手段保证保证读取的记录值符合事务所处的隔离级别,从而解决并发场景下的读写冲突。

下面举一个多版本读的例子,例如两个事务 A 和 B 按照如下顺序进行更新和读取操作

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在事务 A 提交前后,事务 B 读取到的 x 的值是什么呢?答案是:事务 B 在不同的隔离级别下,读取到的值不一样。

  1. 如果事务 B 的隔离级别是读未提交(RU),那么两次读取均读取到 x 的最新值,即 20
  2. 如果事务 B 的隔离级别是读已提交(RC),那么第一次读取到旧值 10,第二次因为事务 A 已经提交,则读取到新值 20。
  3. 如果事务 B 的隔离级别是可重复读或者串行(RR,S),则两次均读到旧值 10,不论事务 A 是否已经提交。

可见在不同的隔离级别下,数据库通过 MVCC 和隔离级别,让事务之间并行操作遵循了某种规则,来保证单个事务内前后数据的一致性。

2  为什么需要MVCC

InnoDB 相比 MyISAM 有两大特点,一是支持事务而是支持行级锁,事务的引入带来了一些新的挑战。相对于串行处理来说,并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率,提高数据库系统的事务吞吐量,从而可以支持可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题,主要包括以下几种情况:

  1. 更新丢失(Lost Update):当两个或多个事务选择同一行,然后基于最初选定的值更新该行时,由于每个事务都不知道其他事务的存在,就会发生丢失更新问题 —— 最后的更新覆盖了其他事务所做的更新。如何避免这个问题呢,最好在一个事务对数据进行更改但还未提交时,其他事务不能访问修改同一个数据。

  2. 脏读(Dirty Reads):一个事务正在对一条记录做修改,在这个事务并提交前,这条记录的数据就处于不一致状态;这时,另一个事务也来读取同一条记录,如果不加控制,第二个事务读取了这些尚未提交的脏数据,并据此做进一步的处理,就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做 “脏读”

  3. 不可重复读(Non-Repeatable Reads):一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了!这种现象叫做“不可重复读”。

  4. 幻读(Phantom Reads):一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据,这种现象就称为 “幻读”

以上是并发事务过程中会存在的问题,解决更新丢失可以交给应用,但是后三者需要数据库提供事务间的隔离机制来解决。实现隔离机制的方法主要有两种

  1. 加读写锁

  2. 一致性快照读,即 MVCC

但本质上,隔离级别是一种在并发性能和并发产生的副作用间的妥协,通常数据库均倾向于采用 Weak Isolation

3 InnoDB MVCC实现原理

InnoDB 中 MVCC 的实现方式为:每一行记录都有两个隐藏列:DATA_TRX_IDDATA_ROLL_PTR(如果没有主键,则还会多一个隐藏的主键列)。

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DATA_TRX_ID

记录最近更新这条行记录的事务 ID,大小为 6 个字节

DATA_ROLL_PTR

表示指向该行回滚段(rollback segment)的指针,大小为 7 个字节,InnoDB 便是通过这个指针找到之前版本的数据。该行记录上所有旧版本,在 undo 中都通过链表的形式组织。

DB_ROW_ID

行标识(隐藏单调自增 ID),大小为 6 字节,如果表没有主键,InnoDB 会自动生成一个隐藏主键,因此会出现这个列。另外,每条记录的头信息(record header)里都有一个专门的 bitdeleted_flag)来表示当前记录是否已经被删除。

3.1 如何组织版本链

关于 Redo Log 和 Undo Log 的相关概念可见之前的文章 InnoDB 中的 redo 和 undo log

上文提到,在多个事务并行操作某行数据的情况下,不同事务对该行数据的 UPDATE 会产生多个版本,然后通过回滚指针组织成一条 Undo Log 链,这节我们通过一个简单的例子来看一下 Undo Log 链是如何组织的,DATA_TRX_ID 和 DATA_ROLL_PTR 两个参数在其中又起到什么样的作用。

还是以上文 MVCC 的例子,事务 A 对值 x 进行更新之后,该行即产生一个新版本和旧版本。假设之前插入该行的事务 ID 为 100,事务 A 的 ID 为 200,该行的隐藏主键为 1

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事务 A 的操作过程为:

  1. 对 DB_ROW_ID = 1 的这行记录加排他锁
  2. 把该行原本的值拷贝到 undo log 中,DB_TRX_ID 和 DB_ROLL_PTR 都不动
  3. 修改该行的值这时产生一个新版本,更新 DATA_TRX_ID 为修改记录的事务 ID,将 DATA_ROLL_PTR 指向刚刚拷贝到 undo log 链中的旧版本记录,这样就能通过 DB_ROLL_PTR 找到这条记录的历史版本。如果对同一行记录执行连续的 UPDATEUndo Log 会组成一个链表,遍历这个链表可以看到这条记录的变迁
  4. 记录 redo log,包括 undo log 中的修改

那么 INSERT 和 DELETE 会怎么做呢?其实相比 UPDATE 这二者很简单,INSERT 会产生一条新纪录,它的 DATA_TRX_ID 为当前插入记录的事务 IDDELETE 某条记录时可看成是一种特殊的 UPDATE,其实是软删,真正执行删除操作会在 commit 时,DATA_TRX_ID 则记录下删除该记录的事务 ID

3.2 如何实现一致性读-ReadView

在 RU 隔离级别下,直接读取版本的最新记录就 OK,对于 SERIALIZABLE 隔离级别,则是通过加锁互斥来访问数据,因此不需要 MVCC 的帮助。因此 MVCC 运行在 RC 和 RR这两个隔离级别下,当 InnoDB 隔离级别设置为二者其一时,在 SELECT 数据时就会用到版本链

核心问题是版本链中哪些版本对当前事务可见?

InnoDB 为了解决这个问题,设计了 ReadView(可读视图)的概念。

3.2.1 RR下ReadView的生成

在 RR 隔离级别下,每个事务 touch first read 时(本质上就是执行第一个 SELECT语句时,后续所有的 SELECT 都是复用这个 ReadView,其它 updatedeleteinsert 语句和一致性读 snapshot 的建立没有关系),会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成 ReadView

下图中事务 A 第一条 SELECT 语句在事务 B 更新数据前,因此生成的 ReadView 在事务 A 过程中不发生变化,即使事务 B 在事务 A 之前提交,但是事务 A 第二条查询语句依旧无法读到事务 B 的修改。

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下图中,事务 A 的第一条 SELECT 语句在事务 B 的修改提交之后,因此可以读到事务 B的修改。但是注意,如果事务 A 的第一条 SELECT 语句查询时,事务 B 还未提交,那么事务 A 也查不到事务 B 的修改。

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3.2.2 RC下ReadView的生成

在 RC 隔离级别下,每个 SELECT 语句开始时,都会重新将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成 ReadView。二者的区别就在于生成 ReadView 的时间点不同,一个是事务之后第一个 SELECT 语句开始、一个是事务中每条 SELECT 语句开始。

ReadView 中是当前活跃的事务 ID 列表,称之为 m_ids,其中最小值为 up_limit_id,最大值为 low_limit_id,事务 ID 是事务开启时 InnoDB 分配的,其大小决定了事务开启的先后顺序,因此我们可以通过 ID 的大小关系来决定版本记录的可见性,具体判断流程如下:

  1. 如果被访问版本的 trx_id 小于 m_ids 中的最小值 up_limit_id,说明生成该版本的事务在 ReadView 生成前就已经提交了,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 大于 m_ids 列表中的最大值 low_limit_id,说明生成该版本的事务在生成 ReadView 后才生成,所以该版本不可以被当前事务访问。需要根据 Undo Log 链找到前一个版本,然后根据该版本的 DB_TRX_ID 重新判断可见性。

  3. 如果被访问版本的 trx_id 属性值在 m_ids 列表中最大值和最小值之间(包含),那就需要判断一下 trx_id 的值是不是在 m_ids 列表中。如果在,说明创建 ReadView 时生成该版本所属事务还是活跃的,因此该版本不可以被访问,需要查找 Undo Log 链得到上一个版本,然后根据该版本的 DB_TRX_ID 再从头计算一次可见性;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。

  4. 此时经过一系列判断我们已经得到了这条记录相对 ReadView 来说的可见结果。此时,如果这条记录的 delete_flag 为 true,说明这条记录已被删除,不返回。否则说明此记录可以安全返回给客户端。

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4 举个例子

 

4.1 RC下的MVCC判断流程

我们现在回看刚刚的查询过程,为什么事务 B 在 RC 隔离级别下,两次查询的 x 值不同。RC 下 ReadView 是在语句粒度上生成的。

当事务 A 未提交时,事务 B 进行查询,假设事务 B 的事务 ID 为 300,此时生成 ReadView 的 m_ids 为 [200,300],而最新版本的 trx_id 为 200,处于 m_ids中,则该版本记录不可被访问,查询版本链得到上一条记录的 trx_id 为 100,小于 m_ids的最小值 200,因此可以被访问,此时事务 B 就查询到值 10 而非 20

待事务 A 提交之后,事务 B 进行查询,此时生成的 ReadView 的 m_ids 为 [300],而最新的版本记录中 trx_id 为 200,小于 m_ids 的最小值 300,因此可以被访问到,此时事务 B 就查询到 20

4.2 RR下的MVCC判断流程

如果在 RR 隔离级别下,为什么事务 B 前后两次均查询到 10 呢?RR 下生成 ReadView 是在事务开始时,m_ids 为 [200,300],后面不发生变化,因此即使事务 A 提交了,trx_id 为 200 的记录依旧处于 m_ids 中,不能被访问,只能访问版本链中的记录 10

5 一个争论点

其实并非所有的情况都能套用 MVCC 读的判断流程,特别是针对在事务进行过程中,另一个事务已经提交修改的情况下,这时不论是 RC 还是 RR,直接套用 MVCC 判断都会有问题,例如 RC 下:

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事务 A 的 trx_id = 200,事务 B 的 trx_id = 300,且事务 B 修改了数据之后在事务 A 之前提交,此时 RC 下事务 A 读到的数据为事务 B 修改后的值,这是很显然的。下面我们套用下 MVCC 的判断流程,考虑到事务 A 第二次 SELECT 时,m_ids 应该为 [200],此时该行数据最新的版本 DATA_TRX_ID = 300 比 200 大,照理应该不能被访问,但实际上事务 A 选取了这条记录返回。

这里其实应该结合 RC 的本质来看,RC 的本质就是事务中每一条 SELECT 语句均可以看到其他已提交事务对数据的修改,那么只要该事物已经提交其结果就是可见的,与这两个事务开始的先后顺序无关,不完全适用于 MVCC 读

RR 级别下还是用之前那张图:

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这张图的流程中,事务 B 的 trx_id = 300 比事务 A 200 小,且事务 B 先于事务 A 提交,按照 MVCC 的判断流程,事务 A 生成的 ReadView 为 [200],最新版本的行记录 DATA_TRX_ID = 300 比 200 大,照理不能访问到,但是事务 A 实际上读到了事务 B 已经提交的修改。这里还是结合 RR 本质进行解释,RR 的本质是从第一个 SELECT 语句生成 ReadView 开始,任何已经提交过的事务的修改均可见。

6  写在最后

RCRR 两种隔离级别的事务在执行普通的读操作时,通过访问版本链的方法,使得事务间的读写操作得以并发执行,从而提升系统性能。RCRR 这两个隔离级别的一个很大不同就是生成 ReadView 的时间点不同,RC 在每一次 SELECT 语句前都会生成一个 ReadView,事务期间会更新,因此在其他事务提交前后所得到的 m_ids 列表可能发生变化,使得先前不可见的版本后续又突然可见了。而 RR 只在事务的第一个 SELECT 语句时生成一个 ReadView,事务操作期间不更新。

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