什么是MVCC

在学习MVCC前，先理解一下以后读和快照读

  • 以后读

    比方lock in share mode（共享锁），for update，update，delete，insert（排它锁）这些操作都是一些以后读，以后读的定义就是读取以后数据的最新版本，读取时还要保障其它并发事务不能批改数据，会对读取的记录进行加锁

  • 快照读

    不加锁的select就是快照读，即不加锁的非阻塞读，快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下快照读会进化为以后读。快照读的实现是基于多版本并发管制，即MVCC。即快照读可能读取到的数据不肯定是最新版本，而有可能是之前的历史版本

MVCC即多版本并发管制，保留无关已更改行的旧版本的信息以及反对事务性能，例如 并发和回滚，这些信息以回滚段的形式存储在UndoLog中。MVCC就是为了实现读写不抵触不加锁，读也就是快照读，不是以后读

什么是UndoLog

回滚日志（撤销日志），MVCC的重要组成部分，单个事务对记录变更操作的记录汇合。如果另一个事务须要查看原始数据满足一致性读，则须要去undolog中检索，UndoLog保留在UndoLog Segments中，UndoLog Segments 保留在Rollback Segments中，回滚段保留在Undo表空间和全局长期表空间中。UndoLog个别是逻辑日志，记录数据的变更版本信息

mvcc实现原理

基于隐式字段+UndoLog+Read View实现

UndoLog中的每条记录都有暗藏字段

  • DB_TRX_ID 创立该条记录或者最初批改该条记录的事务ID
  • DB_ROLL_PTR 回滚指针，指向以后这条记录的上一个版本
  • DB_ROW_ID 暗藏的主键

UndoLog ，在insert，update，delete 时产生的回滚日志

Read View 可读视图

组成 [未提交事务数组]，最大的事务id

可读视图判断规定

生成一致性视图规定read-view

由执行时所有未提交事务的id数组（数组里最小的trx_id为min_id）和已创立的事务id（max_id）组成，查问的数据后果依据生成 的read-view做比照失去快照的后果

版本链比对判断规定

  • 如果落在绿色局部（trx_id<min_id） ,示意这个版本是已提交事务生成的，这个事务是可见的

  • 如果落在黄色局部（min_id<=trx_id<=max_id）,分两种状况解决

    a. 若row的trx_id在数组中，示意这个事务是由还没提交的事务生成的，不可见，以后本人的事务是可见的

    b. 若row的trx_id不在数组中，示意这个事务是曾经提交的事务生成的，可见

  • 如果落在红色局部(trx_id>max_id)， 示意这个版本是由未来启动的事务创立的 ，必定不可见

对于删除的状况能够认为是update的非凡状况，delete数据的时候会将版本上最新的数据复制一份，而后将trx_id批改成删除操作的trx_id，同时将该条记录的头信息（record header ）里的（deleted_flag）标记位写上true，示意以后记录曾经被删除，在查问时依照下面的规定查到对应的记录，如果deleted_flag标记位为true，意味着数据曾经被删除，则不会被返回。

举例说明MVCC实现原理

表阐明

  • t 事务操作表，演示表，undolog日志演示操作表
  • t1 ,辅助表，生成事务id

隔离级别

可反复读

验证

  • 查看数据库隔离级别（只有可反复读和读提交下MVCC无效）

    在RR级别下的某个事务对某条记录的第一次快照读会创立一个快照及read-view，将以后零碎沉闷的其它事务记录起来，尔后在调用快照读的时候还是应用的同一个read-view，所以只有以后事务在其它事务更新提交之前应用快照读，那么之后的快照读都是对立个read-view，所以对之后的批改不可见。

    在RR级别下，快照读生成read-view时，read-view会记录此时所有其它事务的快照，这些事务对与以后事务都是不可见的，而早于read-view创立的事务都是可见的

    而在RC级别下，事务中每次都会生成一个新的read-view和快照，这就是咱们在RC级别下能够看到别的事务提交的更新的起因

    总之就是在RC级别下，每个事务都会获取最新的read-view；而在RR级别下，则是同一个事物的第一个selete才会创立快照，之后的快照读都是第一次创立的read-view，都是同一个read-view

  • 上面为不同时刻不同事务时序图

    transaction100，200，300 为三个更新事务

    select1，2为两个读取事务

    Transaction 100Transaction 200Transaction 300select 1select 2
    begin;begin;begin;begin;begin;
    update t1 set t1col='t1colval' where id = '1';(辅助表t1中更新数据，生成一个事务ID100)
    update t1 set t1col='t1colval200' where id = '2';(辅助表t1生成事务ID200)
    update t set name = 'zuiyu300' where id = '1' ;(第一次更新数据)
    commit;
    select name from t where id = '1' ;(第一次读，创立readview[100,200] 300) 此时读出来的后果是name=zuiyu300
    update t set name='zuiyu100' where id = '1';
    Update t set name ='zuiyu101' where id = '1';
    select name from t where id = '1'; (第二次读，持续应用第一次创立的readview[100,200] 300) 此时读出来的后果是name=zuiyu300
    commit;
    update t set name='zuiyu200' where id = '1';
    update t set name='zuiyu201' where id = '1';
    select name from t where id = '1'; (第三次读，持续应用第一次创立的readview[100,200] 300) 此时读出来的后果是name=zuiyu300select name from t where id = '1';（此时会生成一个readview [200],300）,此时后果name=zuiyu101
    commit;commit;commit;

  • 第一次读取时

    生成的read view [100，200]300，min_id=100，max_id=300

    版本链信息如下：

    查找规定为

    1、第一条记录trx_id=300，落在两头区域

    2、300不在获取事务数组中，所以可见，返回name=zuiyu300

  • 第二次读取时

    以后隔离级别为可反复度，应用第一次读取时生成的read view，生成的read view [100，200]300，min_id=100，max_id=300，

    版本链信息如下

    查找规定

    1、第一条记录trx_id=100，落在两头黄色区域

    2、事务id100在沉闷事务数组中，表明不可见，持续往下找

    3、第二条记录trx_id=100，同比不可见

    4、第三条记录trx_id=300，落在两头区域，不在沉闷事务数组，可见，返回name=zuiyu300

  • 第三次读取时

    以后隔离级别为可反复度，应用第一次读取时生成的read view，生成的read view [100，200]300，min_id=100，max_id=300

    版本链信息如下

    查找规定

    1、第一条记录trx_id=200，落在两头黄色区域，200在沉闷事务数组中，不可见

    2、第二条记录trx_id=200，不可见

    3、第三条记录trx_id=100，落在两头黄色区域，100在沉闷事务数组中，不可见

    4、第四条记录trx_id=100，不可见

    5、第五条记录trx_id=300，落在两头黄色区域，不在沉闷事务数组中，可见返回name=zuiyu300

  • select 2 事务读取时

    生成的read view [200],300，min_id=200,max_id=300

    此时的沉闷事务只有事务id为200的，以后的版本链信息如下：

    查找规定为

    1、从上往下，第一条记录trx_id=200，在沉闷事务数组中，不可见

    2、第二条记录trx_id=200，不可见

    3、第三条记录trx_id=100，100<min_id,所以事务可见，返回后果name=zuiyu101

总结

可反复读隔离级别下，读取的历史版本数据，依据UndoLog版本链中trx_id在判断规定中比拟，获取符合条件的数据返回

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