MySQL知识学习05(InnoDB存储引擎对MVCC的实现)

news/2024/10/31 1:30:45/

1、一致性非锁定读和锁定读

一致性非锁定读

对于 一致性非锁定读(Consistent Nonlocking Reads) ,通常做法是加一个版本号或者时间戳字段,在更新数据的同时版本号 + 1 或者更新时间戳。查询时,将当前可见的版本号与对应记录的版本号进行比对,如果记录的版本小于可见版本,则表示该记录可见

在 InnoDB 存储引擎中,多版本控制 (multi versioning) 就是对非锁定读的实现。如果读取的行正在执行 DELETEUPDATE 操作,这时读取操作不会去等待行上锁的释放。相反地,InnoDB 存储引擎会去读取行的一个快照数据,对于这种读取历史数据的方式,我们叫它快照读 (snapshot read)

在 Repeatable Read 和 Read Committed 两个隔离级别下,如果是执行普通的 select 语句(不包括 select … lock in share mode ,select … for update)则会使用 一致性非锁定读(MVCC)。并且在 Repeatable ReadMVCC 实现了可重复读和防止部分幻读

2、锁定读

如果执行的是下列语句,就是 锁定读(Locking Reads

  • select … lock in share mode
  • select … for update
  • insert、update、delete 操作

在锁定读下,读取的是数据的最新版本,这种读也被称为 当前读(current read)。锁定读会对读取到的记录加锁:

  • select … lock in share mode:对记录加 S 锁,其它事务也可以加S锁,如果加 x 锁则会被阻塞
  • select … for update、insert、update、delete:对记录加 X 锁,且其它事务不能加任何锁在一致性非锁定读下,即使读取的记录已被其它事务加上 X 锁,这时记录也是可以被读取的,即读取的快照数据。上面说了,在 Repeatable Read 下 MVCC 防止了部分幻读,这边的 “部分” 是指在 一致性非锁定读 情况下,只能读取到第一次查询之前所插入的数据(根据 Read View 判断数据可见性,Read View 在第一次查询时生成)。但是!如果是 当前读 ,每次读取的都是最新数据,这时如果两次查询中间有其它事务插入数据,就会产生幻读。所以, InnoDB 在实现Repeatable Read 时,如果执行的是当前读,则会对读取的记录使用 Next-key Lock ,来防止其它事务在间隙间插入数据

3、InnoDB 对 MVCC 的实现

MVCC 的实现依赖于:隐藏字段、Read View、undo log。在内部实现中,InnoDB 通过数据行的 DB_TRX_IDRead View 来判断数据的可见性,如不可见,则通过数据行的 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的,在同一个事务中,用户只能看到该事务创建 Read View 之前已经提交的修改和该事务本身做的修改

隐藏字段

在内部,InnoDB 存储引擎为每行数据添加了三个 隐藏字段:

  • DB_TRX_ID(6字节):表示最后一次插入或更新该行的事务 id。此外,delete 操作在内部被视为更新,只不过会在记录头 Record header 中的 deleted_flag 字段将其标记为已删除
  • DB_ROLL_PTR(7字节) 回滚指针,指向该行的 undo log 。如果该行未被更新,则为空
  • DB_ROW_ID(6字节):如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时,InnoDB 会使用该 id 来生成聚簇索引

ReadView

class ReadView {/* ... */
private:trx_id_t m_low_limit_id;      /* 大于等于这个 ID 的事务均不可见 */trx_id_t m_up_limit_id;       /* 小于这个 ID 的事务均可见 */trx_id_t m_creator_trx_id;    /* 创建该 Read View 的事务ID */trx_id_t m_low_limit_no;      /* 事务 Number, 小于该 Number 的 Undo Logs 均可以被 Purge */ids_t m_ids;                  /* 创建 Read View 时的活跃事务列表 */m_closed;                     /* 标记 Read View 是否 close */
}

Read View主要是用来做可见性判断里面保存了 “当前对本事务不可见的其他活跃事务”

主要有以下字段:

  • m_low_limit_id:目前出现过的最大的事务 ID+1,即下一个将被分配的事务 ID。大于等于这个 ID 的数据版本均不可见
  • m_up_limit_id:活跃事务列表 m_ids 中最小的事务 ID,如果 m_ids 为空,则 m_up_limit_id 为 m_low_limit_id。小于这个 ID 的数据版本均可见
  • m_ids:Read View 创建时其他未提交的活跃事务 ID 列表。创建 Read View时,将当前未提交事务 ID 记录下来,后续即使它们修改了记录行的值,对于当前事务也是不可见的。m_ids 不包括当前事务自己和已提交的事务(正在内存中)
  • m_creator_trx_id:创建该 Read View 的事务 ID

事务可见性示意图:

在这里插入图片描述

undo-log

undo log 主要有两个作用:

  • 当事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子
  • 另一个作用是 MVCC ,当读取记录时,若该记录被其他事务占用或当前版本对该事务不可见,则可以通过 undo log 读取之前的版本数据,以此实现非锁定读

在 InnoDB 存储引擎中 undo log 分为两种: insert undo log 和 update undo log

1、insert undo log :指在 insert 操作中产生的 undo log。因为 insert 操作的记录只对事务本身可见,对其他事务不可见,故该 undo log 可以在事务提交后直接删除。不需要进行 purge 操作

insert 时的数据初始状态:

在这里插入图片描述

2、update undo log :update 或 delete 操作中产生的 undo log。该 undo log可能需要提供 MVCC 机制,因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入 undo log 链表,等待 purge线程 进行最后的删除

数据第一次被修改时:

在这里插入图片描述

数据第二次被修改时:

在这里插入图片描述

不同事务或者相同事务的对同一记录行的修改,会使该记录行的 undo log 成为一条链表,链首就是最新的记录,链尾就是最早的旧记录。

4、数据可见性算法

InnoDB 存储引擎中,创建一个新事务后,执行每个 select 语句前,都会创建一个快照(Read View)快照中保存了当前数据库系统中正处于活跃(没有 commit)的事务的 ID 号。其实简单的说保存的是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务 ID 列表(即 m_ids)。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候,InnoDB 会将该记录行的 DB_TRX_IDRead View 中的一些变量及当前事务 ID 进行比较,判断是否满足可见性条件

具体的比较算法如下:

在这里插入图片描述

  1. 如果记录 DB_TRX_ID < m_up_limit_id,那么表明最新修改该行的事务(DB_TRX_ID)在当前事务创建快照之前就提交了,所以该记录行的值对当前事务是可见的
  2. 如果 DB_TRX_ID >= m_low_limit_id,那么表明最新修改该行的事务(DB_TRX_ID)在当前事务创建快照之后才修改该行,所以该记录行的值对当前事务不可见。跳到步骤 5
  3. m_ids 为空,则表明在当前事务创建快照之前,修改该行的事务就已经提交了,所以该记录行的值对当前事务是可见的
  4. 如果 m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_low_limit_id,表明最新修改该行的事务(DB_TRX_ID)在当前事务创建快照的时候可能处于“活动状态”或者“已提交状态”;所以就要对活跃事务列表 m_ids 进行查找(源码中是用的二分查找,因为是有序的)
    --------如果在活跃事务列表 m_ids 中能找到 DB_TRX_ID,表明:① 在当前事务创建快照前,该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了,但没有提交;或者 ② 在当前事务创建快照后,该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了。这些情况下,这个记录行的值对当前事务都是不可见的。跳到步骤 5
    --------在活跃事务列表中找不到,则表明“id 为 trx_id 的事务”在修改“该记录行的值”后,在“当前事务”创建快照前就已经提交了,所以记录行对当前事务可见
  5. 在该记录行的 DB_ROLL_PTR 指针所指向的 undo log 取出快照记录,用快照记录的 DB_TRX_ID 跳到步骤 1 重新开始判断,直到找到满足的快照版本或返回空

5、RC 和 RR 隔离级别下 MVCC 的差异

在事务隔离级别 RC 和 RR (InnoDB 存储引擎的默认事务隔离级别)下,InnoDB 存储引擎使用 MVCC(非锁定一致性读),但它们生成 Read View 的时机却不同

  • 在 RC 隔离级别下的 每次select 查询前都生成一个Read View (m_ids 列表)
  • 在 RR 隔离级别下只在事务开始后 第一次select 数据前生成一个Read View(m_ids 列表)

6、MVCC 解决不可重复读问题

虽然 RC 和 RR 都通过 MVCC 来读取快照数据,但由于 生成 Read View 时机不同,从而在 RR 级别下实现可重复读

举个例子:

在这里插入图片描述

7、在 RC 下 ReadView 生成情况

  1. 假设时间线来到 T4 ,那么此时数据行 id = 1 的版本链为:

在这里插入图片描述

由于 RC 级别下每次查询都会生成Read View ,并且事务 101、102 并未提交,此时 103 事务生成的 Read View 中活跃的事务 m_ids 为:[101,102] ,m_low_limit_id为:104,m_up_limit_id为:101,m_creator_trx_id 为:103

  • 此时最新记录的 DB_TRX_ID 为 101,m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id,所以要在 m_ids 列表中查找,发现 DB_TRX_ID 存在列表中,那么这个记录不可见
  • 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录,上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101,不可见
  • 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花
  1. 时间线来到 T6 ,数据的版本链为:

在这里插入图片描述

因为在 RC 级别下,重新生成 Read View,这时事务 101 已经提交,102 并未提交,所以此时 Read View 中活跃的事务 m_ids:[102] ,m_low_limit_id为:104,m_up_limit_id为:102,m_creator_trx_id为:103

  • 此时最新记录的 DB_TRX_ID 为 102,m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id,所以要在 m_ids 列表中查找,发现 DB_TRX_ID 存在列表中,那么这个记录不可见
  • 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录,上一条记录的 DB_TRX_ID 为 101,满足 101 < m_up_limit_id,记录可见,所以在 T6 时间点查询到数据为 name = 李四,与时间 T4 查询到的结果不一致,不可重复读!
  1. 时间线来到 T9 ,数据的版本链为:

在这里插入图片描述

重新生成 Read View, 这时事务 101 和 102 都已经提交,所以 m_ids 为空,则 m_up_limit_id = m_low_limit_id = 104,最新版本事务 ID 为 102,满足 102 < m_low_limit_id,可见,查询结果为 name = 赵六

总结: 在 RC 隔离级别下,事务在每次查询开始时都会生成并设置新的 Read View,所以导致不可重复读

8、在 RR 下 ReadView 生成情况

在可重复读级别下,只会在事务开始后第一次读取数据时生成一个 Read View(m_ids 列表)

  1. 在 T4 情况下的版本链为:

在这里插入图片描述

在当前执行 select 语句时生成一个 Read View,此时 m_ids:[101,102] ,m_low_limit_id为:104,m_up_limit_id为:101,m_creator_trx_id 为:103此时和 RC 级别下一样:

  • 最新记录的 DB_TRX_ID 为 101,m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id,所以要在 m_ids 列表中查找,发现 DB_TRX_ID 存在列表中,那么这个记录不可见
  • 根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录,上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101,不可见
  • 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花
  1. 时间点 T6 情况下:

在这里插入图片描述

在 RR 级别下只会生成一次Read View,所以此时依然沿用 m_ids :[101,102] ,m_low_limit_id为:104,m_up_limit_id为:101,m_creator_trx_id 为:103

  • 最新记录的 DB_TRX_ID 为 102,m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id,所以要在 m_ids 列表中查找,发现 DB_TRX_ID 存在列表中,那么这个记录不可见根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录,上一条记录的 DB_TRX_ID 为 101,不可见
  • 继续根据 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的上一版本记录,上一条记录的 DB_TRX_ID 还是 101,不可见
  • 继续找上一条 DB_TRX_ID为 1,满足 1 < m_up_limit_id,可见,所以事务 103 查询到数据为 name = 菜花
  1. 时间点 T9 情况下:

在这里插入图片描述

此时情况跟 T6 完全一样,由于已经生成了 Read View,此时依然沿用 m_ids :[101,102] ,所以查询结果依然是 name = 菜花

9、MVCC➕Next-key-Lock 防止幻读

InnoDB存储引擎在 RR 级别下通过 MVCCNext-key Lock 来解决幻读问题:

1、执行普通 select,此时会以 MVCC 快照读的方式读取数据

在快照读的情况下,RR 隔离级别只会在事务开启后的第一次查询生成 Read View ,并使用至事务提交。所以在生成 Read View 之后其它事务所做的更新、插入记录版本对当前事务并不可见,实现了可重复读和防止快照读下的 “幻读”

2、执行 select…for update/lock in share mode、insert、update、delete 等当前读

在当前读下,读取的都是最新的数据,如果其它事务有插入新的记录,并且刚好在当前事务查询范围内,就会产生幻读!

InnoDB 使用 Next-key Lock 来防止这种情况。当执行当前读时,会锁定读取到的记录的同时,锁定它们的间隙,防止其它事务在查询范围内插入数据。只要我不让你插入,就不会发生幻读


http://www.ppmy.cn/news/58651.html

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