热衷学习，热衷生存！

积淀、分享、成长，让本人和别人都能有所播种！

一、一致性非锁定读

对于一致性非锁定度的实现，通常的形式是加一个版本号或者工夫戳，在更新数据的时候版本号+1或者更新工夫戳。查问时，将以后可见的版本号与对应记录的版本号做比照，如果记录的版本号小于可见版本，则示意该记录可见。

在InnoDB存储引擎中，多版本控制就是对一致性非锁定读的实现。如果读取的行正在执行delete或者update操作，这时候读取操作不会去期待行开释锁，而是会去读取行的一个快照数据，对于这种读取历史数据的形式，叫做快照度。

在可反复读和读取已提交两个隔离级别下，如果是执行一般的select语句（不包含select ... lock in share mode, select ... for update）则会应用一致性非锁定读。

并且在可反复读下 MVCC 实现了可反复读和避免局部幻读。

二、锁定读（以后读）

如果执行的是上面语句，就是锁定读。

  • 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，这种读也被称为以后读。锁定读会对读取到的记录加锁：

  • select ... lock in share mode：对记录加S锁，其余事务也能够加S锁，如果加X锁则会被阻塞。
  • select ... for update、insert、update、delete：对记录加X锁，且其余事务不能加任何锁。

在一致性非锁定读下，即便读取的数据曾经被其它事务加上了X锁，记录也是能够被读取的，读取的是快照数据。下面说了在可反复读隔离级别下MVCC避免了局部幻读，这个局部是指在一致性锁定读状况下，只能读取到第一次查问之前插入的数据（依据Read View判断数据可见性，Read View在第一次查问时生成）。然而如果是以后读，每次读取的都是最新数据，这个如果两次查问两头有其余事物插入数据就能够产生幻读。所以InnoDB在可重读时，如果以后执行的是以后读，则会对读取的记录应用Next-Key Lock，来避免其余事物在间隙间插入数据。

快照读和以后读栗子

开启A和B两个会话。

首先在A会话中查问user_id = 1的user_name的记录：

begin;select user_name from t_user where user_id = 1;

查问进去的后果是：user_name = '张三'。

而后再B会话对user_id = 1的user_name进行批改：

update t_user set user_name = '李四' where user_id = 1;

而后再回到A会话持续做查问操作：

select user_name from t_user where user_id = 1;select user_name from t_user where user_id = 1 for update;select user_name from t_user where user_id = 1 lock in share mode;

三条数据查问进去的后果别离是：user_name = '张三'、user_name = '李四'、user_name = '李四'

能够看出A会话中的第一条查问是快照读，读取到的以后事务开启时的数据记录，前面两个查问是以后读，读取到的是最新数据。

三、InnoDB对MVCC的实现

MVCC（Multi-Version Concurrency Control） 多版本并发管制。

MVCC的实现次要依赖于：暗藏字段、Read View、undo log。在外部实现中通过数据行的DB_TRX_ID和Read 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。每个事务读取到的数据版本可能是不统一的，在同一个事务中，用户只能看到该事务创立Read View之前曾经提交的批改或者该事务自身做的批改。

暗藏字段

在外部，InnoDB存储引擎为每行数据增加了三个暗藏字段，如下：

  • DB_TRX_ID（6字节）：示意最初一次插入或者更新改行的事务id，当咱们要开始一个事务时，会向InnoDB的事务零碎申请一个事务id，这个事务id是一个严格递增且惟一的数字，以后行是被哪个事务批改的，就会把对应的事务id记录在以后行中。对于delete操作会在记录头Record header中的delete_flag字段将其标记为已删除。
  • DB_ROLL_PTR（7字节）：回滚指针，这个回滚指针指向一个undo log日志的地址，能够通过undo log日志放这条记录复原到历史版本，如果该行未被更新，则为空。
  • DB_ROW_ID（6字节）：行id，用来惟一标识一行数据，如果没有设置主键且该表没有惟一非空索引时，会应用该id来当主键生成聚簇索引。

Read View

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; /*创立该Read View的事务id*/        trx_id_t m_low_limit_no;   /*事务Number, 小于该Number的Undo log均能够被purge*/        ids_t m_ids;               /*创立该Read View时的沉闷事务列表*/        m_closed;                   /*标记Read View是否敞开*/}

Read View次要是用来做可见性判断，外面保留了“以后对本事务不可见的其余沉闷事务”。

次要有以下字段：

  • m_low_limit_id：目前呈现过的最大事务id+1，即下一个将为调配的事务id，大于等于这个id的数据版本均不可见。
  • m_up_limit_id：沉闷事务列表m_ids中最小的事务id，如果m_ids为空，则为m_low_limit_id，小于这个id的数据版本均可见。
  • m_ids：Read View创立时其余未提交沉闷事务ID列表。创立Read View时，将以后未提交事务id记录下来，后续即便他们批改了记录行的值，对于以后事务也是不可见的。m_ids不包含以后事务本人和已提交的事务。
  • m_creator_trx_id：创立该Read View的事务id。
事务可见性示意图

undo log

undo log次要有两个作用：

  • 将事务回滚时用于将数据恢复到批改前的样子。
  • 另一个作用是MVCC，当读取记录时，若该条记录被其余事务占用或者以后版本对该事务不可见时，则能够通过undo log读取之前的版本数据，实现非锁定读。

在InnoDB存储引擎中undo log分为了两种：insert undo log和update undo log：

  • insert undo log：在insert 操作中产生的undo log。因为insert操作的记录只对事务自身可见，对其余事务不可见，所以insert undo log能够在事务提交后间接删除。不须要purge操作。

    insert时数据初始化状态：

  • update undo log：update或者delete操作中产生的undo log。该undo log可能须要提供MVCC机制，因而不能在事务提交后就进行删除。提交时放入undo log链表，期待purge线程进行最初的删除。

    数据第一次被批改时：

    数据第二次被批改时：

不同事务或者雷同事务对同一记录进行的批改，会使该行记录的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。

数据可见性算法

在InnoDB存储引擎中，创立一个新事务后，执行每个select语句前都会创立一个快照（Read View），快照中保留了以后数据库所有正在处于沉闷的事务（没有提交）id。说简略点就是保留了不应该被以后事务所能见的其余事务id（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_ID与Read View中的以后事务事务id进行比拟，判断是否满足可见条件。

具体的比拟算法源码如下：图源

  1. 如果记录DB_TRX_ID < m_up_limit_id示意最新批改的该行事务在以后事务创立快照之前就曾经提交了，所以改行记录的值对以后事务是可见的。
  2. 如果记录DB_TRX_ID >= m_low_limit_id示意最新批改的行事务在以后事务创立快照之后再才批改该行，所以该记录行的值对以后事务是不可见的，跳到步骤5。
  3. md_ids为空，阐明在以后事务创立快照之前，批改该行的事务就曾经提交了，所以该记录行的值对所有事务都可见。

  4. 如果m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_low_limit_id ，表明最新批改行的事务在以后事务创立快照时可能处于“沉闷状态”或者“已提交状态”。所以要对沉闷事务列表m_ids进行查找（源码中用的二分查找法）：

    • 如果在沉闷事务列表m_ids能找到DB_TRX_ID阐明：①在以后事务创立快照时，改行记录的值被事务DB_TRX_ID的事务批改了，但没有提交；或者②在以后事务创立快照后，该记录行的值被ID为DB_TRX_ID的事务批改了，这些状况下这个记录行的值对以后事务是不可见的。跳到步骤5。
    • 如果在沉闷事务列表m_ids找不到，阐明DB_TRX_ID的事务在批改该记录行的值在以后事务创立快照前曾经提交了，所以该行记录的值对以后事务是可见的。
  5. 在该行记录的DB_ROLL_PTR执行所指向的undo log取出快照数据，用快照数据的DB_TRX_ID跳到步骤1从新开始判断直到找到满足的快照版本或返回空。

四、读取已提交（RC）和可反复（RR）隔离级别下MVCC的差别。

在事务隔离级别RC和RR下，InnoDB存储引擎应用MVCC生成的Read View的机会不同。

  • 在RC隔离级别下每次 select查问前都生成一个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）。

五、MVCC解决不可反复读问题

尽管RC和RR都通过MVCC来读取快照数据，然而因为生成Read View机会不同，从而在RR级别下实现可反复读。

举个例子：

事务101事务102事务103
T1begin;
T2begin;begin;
T3update user set name = '张三' where id = 1;
T4update user set name = '李四' where id = 1;...select * from user where id = 1;
T5commit;update uset set name = '王五' where id = 1;
T6select * from user where id = 1;
T7update uset set name = '赵六' where id = 1;
T8commit;
T9select * from user where id = 1;
T10commit;

在RC下Read View生成状况

  • 假如工夫线来到T4，那么此时数据行 id = 1的版本链为：

    因为RC级别下每次查问都会生成Read View，并且事务101、102没有提交，此时103事务生成的Read View中沉闷事务为m_ids为[101,102]，m_low_limit_id为104，m_up_limit_id为101，m_creator_id为103。

    • 此时最新记录的DB_TRX_ID为101，所以m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < 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，所以这个记录不可见。
    • 杜绝DB_ROLL_PTR找到undo_log中上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID还是101不可见。
    • 持续找上一条DB_TRX_ID为1，满足1 < m_up_limit_id所以可见，所以事务103查问的数据为name = 菜花。

  • 假如工夫线来到T6，数据的版本链为：

    因为在RC级别下，从新生成Read View，此时事务101曾经提交，102事务未提交，所以此时Read View中沉闷的事务m_ids为[102]，m_low_limit_id为104，m_up_limit_id为102，m_creator_id为103。

    • 此时最新记录的DB_TRX_ID为102，m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_up_limit_ud，所以要在m_ids中查找，发现DB_TRX_ID存在列表中，那么这个记录不可见。
    • 依据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 < t_up_limit_id，所以记录可见，所以在T6工夫点查问到的数据为name = 李四 ，与工夫T4查问到的后果不统一，产生了不可反复读。

  • 假如工夫先来到T9，数据的版本链为：

    • 因为在RC级别下，从新生成Read View，此时事务101、102都曾经提交，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_up_limit_id，所以可见，查问后果为name = 赵六。

总结：在RC隔离级别下，事务在每次查问的开始都会生成Read View，所以导致不可反复读。

在RR选Read View生成状况

在可反复读级别下，只会在事务开始后的第一次读取数据是生成一个Read View（m_ids）。

  1. 假如工夫线来到T4，那么此时数据行 id = 1的版本链为：

    在执行以后select语句时生成一个Read View，事务101，102未提交，此时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
    • 依据 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
    • 持续找上一条 DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查问到数据为 name = 菜花。

  2. 假如工夫线来到T6，那么此时数据行 id = 1的版本链为：

    因为在RR级别下只会生成一次Read View，所以此时m_ids还是为[101,102]，m_low_limit_id为104，m_up_limit_id为101，m_creator_trx_id为103

    • 最新记录DB_TRX_ID为102，满足m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id，且在m_ids中存在102，所以这个记录不可见。
    • 依据BD_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本，上一条记录的DB_TRX_ID为101，和下面一样，不可见。
    • 持续依据DB_ROLL_PTR找到undo log的中上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID还是101，还是不可见。
    • 持续找上一条DB_TRX_UD为1，满足1 < m_up_limit_id，可见，所以事务103查问到的数据为name=菜花，和T4查问进去的后果一样，防止了不可反复。

  3. 假如工夫线来到T9，那么此时数据行 id = 1的版本链为：

    此时状况和T6齐全一样，因为曾经生成了 Read View，此时仍然沿用 m_ids ：[101,102] ，所以查问后果仍然是 name = 菜花。

总结：在RR级别下只会在事务开始后的第一次查问生成Read View，所以能够防止不可反复的景象。

六、MVCC+Next-key Lock避免幻读

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

  1. 执行一般select，此时会以MVCC快照读的形式读取数据

    在快照读的状况下，RR隔离级别只会在事务开始后的第一次查问生成Read View，并应用至事务提交。所以在生成Read View之后其它事务所做的更新、插入记录版本对以后事务并不可见，实现了可反复读和避免快照读下的“幻读”。

  2. 执行select for update/lock int share mode、insert、update、delete等以后读、

    在以后读下，读取的都是最新的数据，如果其它事务有插入新的记录，并且刚好在以后事务查问范畴内，就会产生幻读。InnoDB应用Next-key lock来避免这种状况，在执行以后读时，会锁定读取到的记录，同时也会锁定它们的间隙，避免其它事务在查问范畴内插入数据，只有我不让你插入，就不会产生幻读。

参考：https://javaguide.cn/database...