MySQL的MVVC多版本并发控制机制

目录

• 引入
• MySQL中MVCC的运用
• 快照读和当前读

引入

MVCC全称是：Multiversion concurrency control，多版本并发控制，提供并发访问数据库时，对事务内读取的到的内存做处理，用来避免写操作堵塞读操作的并发问题。

指的是一种提高并发的技术。最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。引入多版本之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了InnoDB的并发度。在内部实现中，与Postgres在数据行上实现多版本不同，InnoDB是在undolog中实现的，通过undolog可以找回数据的历史版本。找回的数据历史版本可以提供给用户读(按照隔离级别的定义，有些读请求只能看到比较老的数据版本)，也可以在回滚的时候覆盖数据页上的数据。在InnoDB内部中，会记录一个全局的活跃读写事务数组，其主要用来判断事务的可见性。

《高性能MySQL》中对MVCC的部分介绍

• MySQL的大多数事务型存储引擎实现的其实都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑, 它们一般都同时实现了多版本并发控制(MVCC)。不仅是MySQL, 包括Oracle,PostgreSQL等其他数据库系统也都实现了MVCC, 但各自的实现机制不尽相同, 因为MVCC没有一个统一的实现标准。
• 可以认为MVCC是行级锁的一个变种, 但是它在很多情况下避免了加锁操作, 因此开销更低。虽然实现机制有所不同, 但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。
• MVCC的实现方式有多种, 典型的有乐观(optimistic)并发控制 和 悲观(pessimistic)并发控制。
• MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别够和MVCC不兼容, 因为 READ UNCOMMITTED 总是读取最新的数据行, 而不是符合当前事务版本的数据行。而 SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。

从书中可以了解到:

• MVCC是被Mysql中 事务型存储引擎InnoDB 所支持的;
• 应对高并发事务, MVCC比单纯的加锁更高效;
• MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作;
• MVCC可以使用 乐观(optimistic)锁 和 悲观(pessimistic)锁来实现;
• 各数据库中MVCC实现并不统一
• 但是书中提到 “InnoDB的MVCC是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的”(网上也有很多此类观点), 但其实并不准确, 可以参考MySQL官方文档, 可以看到, InnoDB存储引擎在数据库每行数据的后面添加了三个字段, 不是两个!!

举个例子，程序员A正在读数据库中某些内容，而程序员B正在给这些内容做修改（假设是在一个事务内修改，大概持续10s左右），A在这10s内 则可能看到一个不一致的数据，在B没有提交前，如何让A能够一直读到的数据都是一致的呢？

有几种处理方法，第一种： 基于锁的并发控制，程序员B开始修改数据时，给这些数据加上锁，程序员A这时再读，就发现读取不了，处于等待情况，只能等B操作完才能读数据，这保证A不会读到一个不一致的数据，但是这个会影响程序的运行效率。还有一种就是：MVCC，每个用户连接数据库时，看到的都是某一特定时刻的数据库快照，在B的事务没有提交之前，A始终读到的是某一特定时刻的数据库快照，不会读到B事务中的数据修改情况，直到B事务提交，才会读取B的修改内容。

一个支持MVCC的数据库，在更新某些数据时，并非使用新数据覆盖旧数据，而是标记旧数据是过时的，同时在其他地方新增一个数据版本。因此，同一份数据有多个版本存储，但只有一个是最新的。

mysql的innodb采用的是行锁，而且采用了多版本并发控制来提高读操作的性能。

MySQL中MVCC的运用

只在读提交 read-commited 和可重复读 repeatable-read 中使用了mvvc机制

在InnoDB中，给每行增加两个隐藏字段来实现MVCC，两个列都用来存储事务的版本号，每开启一个新事务，事务的版本号就会递增。

于是乎，默认的隔离级别（REPEATABLE READ）下，增删查改变成了这样：

• SELECT 读取创建版本小于或等于当前事务版本号，并且删除版本为空或大于当前事务版本号的记录。这样可以保证在读取之前记录是存在的。
• NSERT 将当前事务的版本号保存至行的创建版本号
• UPDATE 新插入一行，并以当前事务的版本号作为新行的创建版本号，同时将原记录行的删除版本号设置为当前事务版本号
• DELETE 将当前事务的版本号保存至行的删除版本号

在插入操作时 ： 记录的创建版本号就是事务版本号。 比如我插入一条记录, 事务id 假设是1 ，那么记录如下：也就是说，创建版本号就是事务版本号。

在更新操作的时候，采用的是先标记旧的那行记录为已删除，并且删除版本号是事务版本号，然后插入一行新的记录的方式。

比如，针对上面那行记录，事务Id为2 要把name字段更新。

删除操作的时候，就把事务版本号作为删除版本号。比如：

查询操作：从上面的描述可以看到，在查询时要符合以下两个条件的记录才能被事务查询出来：

1. 删除版本号 大于 当前事务版本号，就是说删除操作是在当前事务启动之后做的。
2. 创建版本号 小于或者等于 当前事务版本号 ，就是说记录创建是在事务中（等于的情况）或者事务启动之前。

这样就保证了各个事务互不影响。从这里也可以体会到一种提高系统性能的思路，就是：通过版本号来减少锁的争用。另外，只有read-committed和 repeatable-read 两种事务隔离级别才能使用mvcc read-uncommited由于是读到未提交的，所以不存在版本的问题。而serializable 则会对所有读取的行加锁。

快照读和当前读

• 快照读：读取的是快照版本，也就是历史版本
• 当前读：读取的是最新版本

普通的SELECT就是快照读，而UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT … LOCK IN SHARE MODE、SELECT … FOR UPDATE是当前读。

锁定读：在一个事务中，标准的SELECT语句是不会加锁，但是有两种情况例外。SELECT … LOCK IN SHARE MODE 和 SELECT … FOR UPDATE。

一致性非锁定读：consistent read （一致性读），InnoDB用多版本来提供查询数据库在某个时间点的快照。如果隔离级别是REPEATABLE READ，那么在同一个事务中的所有一致性读都读的是事务中第一个这样的读读到的快照；如果是READ COMMITTED，那么一个事务中的每一个一致性读都会读到它自己刷新的快照版本。Consistent read（一致性读）是READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下普通SELECT语句默认的模式。一致性读不会给它所访问的表加任何形式的锁，因此其它事务可以同时并发的修改它们。

悲观锁和乐观锁

悲观锁，正如它的名字那样，数据库总是认为别人会去修改它所要操作的数据，因此在数据库处理过程中将数据加锁。其实现依靠数据库底层。

乐观锁，如它的名字那样，总是认为别人不会去修改，只有在提交更新的时候去检查数据的状态。通常是给数据增加一个字段来标识数据的版本。

MVCC实现一致性非锁定读，这就有保证在同一个事务中多次读取相同的数据返回的结果是一样的，解决了不可重复读的问题。