InnoDB MVCC 机制，看这篇就够了

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  MySQL 、 Oracle 、 PostgreSQL  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

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_ID 、 DATA_ROLL_PTR （如果没有主键，则还会多一个隐藏的主键列）。

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  bit （ deleted_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 。

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  UPDATE ， Undo 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  ID ； DELETE  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  update ,  delete ,  insert  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。

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。

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。

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：

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：

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

RC 、 RR  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。 RC 、 RR  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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