MySQL 系列八:MVCC
Author: ACatSmiling
Since: 2024-07-22
什么是 MVCC
MVCC
:Multiversion Concurrency Control,多版本并发控制。顾名思义,MVCC 是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这项技术使得在 InnoDB 的事务隔离级别下执行一致性读操作有了保证。换言之,就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行,并且可以看到它们被更新之前的值,这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。
MVCC 没有正式的标准,在不同的 DBMS 中 MVCC 的实现方式可能是不同的,也不是普遍使用的(可以参考相关的 DBMS 文档)。这里讲解 InnoDB 中 MVCC 的实现机制(MySQL 其它的存储引擎并不支持它)。
快照读与当前读
MVCC 在 MySQL InnoDB 中的实现主要是为了提高数据库并发性能,用更好的方式去处理读-写冲突,做到即使有读写冲突时,也能做到不加锁,非阻塞并发读,而这个读指的就是快照读,而非当前读。当前读实际上是一种加锁的操作,是悲观锁的实现,而 MVCC 本质是采用乐观锁思想的一种方式。
快照读
快照读
:又叫一致性读,读取的是快照数据。不加锁的简单的 SELECT 都属于快照读,即不加锁的非阻塞读。比如:
SELECT * FROM player WHERE ...;
之所以出现快照读的情况,是基于提高并发性能的考虑,快照读的实现是基于 MVCC,它在很多情况下,避免了加锁操作,降低了开销。
既然是基于多版本,那么快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本,而有可能是之前的历史版本。
快照读的前提是隔离级别不是串行级别,串行级别下的快照读会退化成当前读。
当前读
当前读
:读取的是记录的最新版本(最新数据,而不是历史版本的数据),读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录,会对读取的记录进行加锁。加锁的 SELECT,或者对数据进行增删改操作,都会进行当前读。比如:
SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ...; # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ...; # 排他锁
UPDATE student SET ...; # 排他锁
注意:InnoDB 增删改操作默认加 X 锁,读操作默认不加锁。
知识点回顾
再谈隔离级别
事务有 4 个隔离级别,可能存在三种并发问题:(准确来说是四种,还有一种是脏写)
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001638845-149363903.png)
在 MySQL 中,默认的隔离级别是可重复读,可以解决脏读和不可重复读的问题,如果仅从定义的角度来看,它并不能解决幻读问题。如果想要解决幻读问题,就需要采用串行化的方式,也就是将隔离级别提升到最高,但这样一来就会大幅降低数据库的事务并发能力。
MVCC 可以不采用锁机制,而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题!它可以在大多数情况下替代行级锁,降低系统的开销。
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001649363-39983805.png)
MySQL 中,是遵循上图的处理方式,可重复读和串行化两种隔离级别,都可以解决幻读的问题。
- 如果隔离级别是可重复读,采用的是 MVCC 的方式,这是 MySQL 默认的隔离级别。
- 如果隔离级别是串行化,采用的是加锁的方式。
- 如果采用加锁的方式,使用的是间隙锁解决幻读问题。
隐藏字段、undo log 版本链
回顾一下 undo log 的版本链,对于使用 InnoDB 存储引擎的表来说,它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列。
trx_id
:每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时,都会把该事务的事务 id 赋值给 trx_id 隐藏列。roll_pointer
:每次对某条聚簇索引记录进行改动时,都会把旧的版本写入到 undo log 中,然后这个隐藏列就相当于一个指针,可以通过它来找到该记录修改前的信息。
举例:student 表数据如下。
mysql> SELECT * FROM student;
+----+--------+--------+
| id | name | class |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 一班 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)
假设插入该记录的事务 id 为 8,那么此刻该条记录的示意图如下所示:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001701924-1084757888.png)
insert undo 只在事务回滚时起作用,当事务提交后,该类型的 undo log 就没用了,它占用的 Undo Log Segment 也会被系统回收(也就是该 undo log 占用的 Undo 页面链表要么被重用,要么被释放)。
假设之后两个事务 id 分别为 10、20 的事务对这条记录进行 UPDATE 操作,操作流程如下:
发生时间顺序 | 事务 10 | 事务 20 |
---|---|---|
1 | BEGIN; | |
2 | BEGIN; | |
3 | UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1; | |
4 | UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1; | |
5 | COMMIT; | |
6 | UPDATE student SET name = "钱七" WHERE id = 1; | |
7 | UPDATE student SET name = "宋八" WHERE id = 1; | |
8 | COMMIT; |
有人可能会想,能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢?
答案是不能!因为这种情况,就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据,属于脏写。
InnoDB 使用锁来保证不会有脏写情况的发生,也就是在第一个事务更新了某条记录后,就会给这条记录加锁,另一个事务再次更新时,就需要等待第一个事务提交了,把锁释放之后才可以继续更新。
每次对记录进行改动,都会记录一条 undo log,每条 undo log 也都有一个 roll_pointer 属性(INSERT 操作对应的 undo log 没有该属性,因为 INSERT 记录没有更早的版本,它自己是起始的版本),可以将这些 undo log 都连起来,串成一个链表:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001717291-804493170.png)
对该记录每次更新后,都会将旧值放到一条 undo log 中,就算是该记录的一个旧版本,随着更新次数的增多,所有的版本都会被 roll_pointer 属性连接成一个链表,把这个链表称之为版本链
,版本链的头节点就是当前记录最新的值。
另外,每个版本中还包含生成该版本时对应的事务 id。
MVCC 实现原理之 ReadView
MVCC 的实现依赖于:隐藏字段、undo log 版本链、ReadView。
什么是 ReadView
在 MVCC 机制中,多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照,这些历史快照保存在 undo log 里。如果一个事务想要查询这个行记录,需要读取哪个版本的行记录呢?这时就需要用到 ReadView 了,它解决了行的可见性问题。
ReadView
:就是事务在使用 MVCC 机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时,会生成数据库系统当前的一个快照,InnoDB 为每个事务构造了一个数组,用来记录并维护系统当前活跃事务的 ID
("活跃" 指的就是,启动了但还没提交)
ReadView 和事务是一对一的关系。
设计思路
使用 READ UNCONNMITTED 隔离级别的事务,由于可以读到未提交事务修改过的记录,所以直接读取的记录就是最新版本了。此时,不需要使用 MVCC,也就不需要 ReadView。
使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务,InnoDB 规定使用加锁的方式来访问记录。此时,不需要使用 MVCC,也就不需要 ReadView。
使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务,都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交,是不能直接读取最新版本的记录的,核心问题就是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的,这是 ReadView 要解决的主要问题。
ReadView 中主要包含 4 个比较重要的内容,分别如下:
creator_trx_id
:创建这个 ReadView 的事务 ID。trx_ids
:表示在生成 ReadView 时,当前系统中活跃的读写事务的事务 id 列表。up_limit_id
:活跃的事务中最小的事务 ID。low_limit_id
:表示生成 ReadView 时,系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是当前系统最大的事务 id 值,这里要注意是系统中的事务 id,需要区别于正在活跃的事务 id。
注意:low_limit_id 并不是 trx_ids 中的最大值,实际上,low_limit_id 不存在于 trx_ids 中。事务 id 是递增分配的,比如,现在有 id 为 1,2,3 这三个事务,之后 id 为 3 的事务提交了。那么一个新的读事务在生成 ReadView 时,trx_ids 就包括 1 和 2,up_limit_id 的值就是 1,low_limit_id 的值就是 4。
举例:
trx_ids 为 trx2、trx3、trx5 和 trx8 的集合,系统的最大事务 id(low_limit_id)为 trx8 + 1(如果在此之前没有其他的新增事务),活跃的最小事务 id(up_limit_id)为 trx2。
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001728651-1200373430.png)
ReadView 的规则
有了这个 ReadView,这样在访问某条记录时,只需要按照下边的步骤判断该记录在 undo log 版本链中的某个版本是否可见:
- 如果被访问版本的 trx_id 属性值
等于 ReadView 中的 creator_trx_id 值
,意味着当前事务在访问它自己修改过的记录,所以该版本可以被当前事务访问
。 - 如果被访问版本的 trx_id 属性值
小于 ReadView 中的 up_limit_id 值
,表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 前已经提交,所以该版本可以被当前事务访问
。 - 如果被访问版本的 trx_id 属性值
大于或等于 ReadView 中的 low_limit_id 值
,表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 后才开启,所以该版本不可以被当前事务访问
。(否则会出现脏读) - 如果被访问版本的 trx_id 属性值
在 ReadView 的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间
,那就需要判断一下 trx_id 属性值是不是在 trx_ids 列表中。- 如果在,说明创建 ReadView 时生成该版本的事务还是活跃的,
该版本不可以被当前事务访问
。 - 如果不在,说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已经被提交,
该版本可以被当前事务访问
。
- 如果在,说明创建 ReadView 时生成该版本的事务还是活跃的,
此处被访问版本,是指 undo log 版本链中的版本。
MVCC 整体操作流程
了解了这些概念之后,来看下当查询一条记录的时候,系统如何通过 MVCC 找到它:
- 首先,获取事务自己的版本号,也就是事务 id;
- 获取(生成)ReadView;
- 查询得到的数据,然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较;
- 如果不符合 ReadView 规则(当前版本不能被访问),就需要从 undo log 中获取历史快照;
- 最后返回符合规则的数据。
如果某个版本的数据对当前事务不可见的话,那就顺着 undo log 版本链
找到下一个版本的数据,继续按照上边的步骤判断可见性,依此类推,直到版本链中的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话,那么就意味着该条记录对该事务完全不可见,查询结果就不包含该记录。
InnoDB中,MVCC 是通过
undo log 版本链 + ReadView
进行数据读取:undo log 版本链保存了历史快照,而 ReadView 规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。
在隔离级别为读已提交
(READ COMMITTED)时,一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次 ReadView。示例:
事务 | 说明 |
---|---|
BEGIN; | |
SELECT * FROM student WHERE id > 2; | 获取一次 Read View |
… | |
SELECT * FROM student WHERE id > 2; | 获取一次 Read View |
COMMIT; |
注意,此时同样的查询语句都会重新获取一次 ReadView,这时如果 ReadView 不同,就可能产生不可重复读或者幻读的情况,这样符合Read Committed的规则特点。
当隔离级别为可重复读
(REPEATABLE READ)的时候,就避免了不可重复读,这是因为一个事务只在第一次 SELECT 的时候会获取一次 ReadView,而后面所有的 SELECT 都会复用这个 ReadView。示例:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001744582-672802318.png)
举例说明
假设现在 student 表中只有一条由事务 id 为 8 的事务插入的一条记录:
mysql> SELECT * FROM student;
+----+--------+--------+
| id | name | class |
+----+--------+--------+
| 1 | 张三 | 一班 |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)
MVCC 只能在READ COMMITTED
和REPEATABLE READ
两个隔离级别下工作。接下来看一下 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 所谓的生成 ReadView 的时机不同,到底不同在哪里。
关于不同隔离级别下 ReadView 的事务 id,可以概括如下:
- 对于 RC 隔离级别:
- 在一个事务中,每次查询会创建 id 为 0 的 ReadView。
- 一旦有修改操作,会切换到以当前事务 id 为 creator_trx_id 的新 ReadView。
- 对于 RR 隔离级别:
- 在一个事务中,只有第一次的查询会创建一个 Read View。
- 这个 ReadView 的 creator_trx_id 就是当前的事务 id。
RR 要求整个事务的查询都要一致,所以只有第一次查询才会生成一个 ReadView。而 RC 可以在同一事务内读取不同版本的数据,所以每次修改和查询都会生成新的 ReadView。
READ COMMITTED 隔离级别下
READ COMMITTED:每次读取数据前都生成一个 ReadView。
现在有两个事务 id 分别为 10、20 的事务在执行:
# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录 (为了分配事务 id)
...
说明:事务执行过程中,只有在第一次真正修改记录时(比如使用 INSERT、DELETE、UPDATE 语句),才会被分配一个单独的事务 id,这个事务 id 是递增的。所以我们才在事务 20 中更新一些别的表的记录,目的是让它分配事务 id。
此刻,表 student 中 id 为 1 的记录得到的 undo log 版本链如下所示:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001756626-1918028144.png)
假设现在有一个使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务开始执行:
# 使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1 操作,此时,Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'
这个 SELECT1 的执行过程如下:
- 步骤一:在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView,ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [10, 20],up_limit_id 为 10,low_limit_id 为 21,creator_trx_id 为 0。
- 步骤二:从 undo log 版本链中挑选可见的记录,从图中看出,最新版本的列 name 的内容是 '王五',该版本的 trx_id 值为 10,在 trx_ids 列表内(说明 ReadView 生成时,trx_id 为 10 的事务还是活跃的),所以不符合可见性要求,根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
- 步骤三:下一个版本的列 name 的内容是 '李四',该版本的 trx_id 值也为 10,也在 trx_ids 列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
- 步骤四:下一个版本的列 name 的内容是 '张三',该版本的 trx_id 值为 8,小于 ReadView 中的 up_limit_id 值 10,所以这个版本是符合要求的,最后,返回给用户的版本就是这条列 name 为 '张三' 的记录。
之后,把 事务 id 为 10 的事务提交一下:
# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;
COMMIT;
然后再到事务 id 为 20 的事务中,更新一下表 student 中 id 为 1 的记录:
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name = "钱七" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "宋八" WHERE id = 1;
此刻,表 student 中 id 为 1 的记录的版本链就长这样:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001808246-708000566.png)
然后,再到刚才使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找这个 id 为 1 的记录,如下:
# 使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1 操作,此时,Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'
# SELECT2 操作,此时,Transaction 10 提交,Transaction 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'王五'
这个 SELECT2 的执行过程如下:
- 步骤一:在执行 SELECT 语句时会又会单独生成一个 ReadView,该 ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [20],up_limit_id 为 20,low_limit_id 为 21,creator_trx_id 为 0。
- 步骤二:从 undo log 版本链中挑选可见的记录,从图中看出,最新版本的列 name 的内容是 '宋八',该版本的 trx_id 值为20,在 trx_ids 列表内,所以不符合可见性要求,根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
- 步骤三:下一个版本的列 name 的内容是 '钱七',该版本的 trx_id 值为 20,也在 trx_ids 列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
- 步骤四:下一个版本的列 name 的内容是 '王五',该版本的 trx_id 值为 10,小于 ReadView 中的 up_limit_id 值 20,所以这个版本是符合要求的,最后,返回给用户的版本就是这条列 name 为 '王五' 的记录。
以此类推,如果之后事务 id 为 20 的记录也提交了,再次在使用 READ COMMITED 隔离级别的事务中,查询表 student 中 id 值为 1 的记录时,得到的结果就是 '宋八' 了,具体流程我们就不分析了。
强调: 使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务,在每次查询开始时,都会生成一个独立的 ReadView。
REPEATABLE READ 隔离级别下
REPEATABLE READ:只会在第一次执行查询语句时生成一个 ReadView,之后的查询就不会重复生成了,而是复用这个 ReadView。
比如,系统里有两个事务 id 分别为 10、20 的事务在执行:
# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
此刻,表 student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001821737-2051355805.png)
假设现在有一个使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务开始执行:
# 使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1 操作,此时,Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'
这个 SELECT1 的执行过程如下:
- 步骤一:在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView,ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [10, 20],up_limit_id 为 10,low_limit_id 为 21,creator_trx_id 为 0。
- 步骤二:然后从 undo log 版本链中挑选可见的记录,从图中看出,最新版本的列 name 的内容是 '王五',该版本的 trx_id 值为 10,在 trx_ids 列表内,所以不符合可见性要求,根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
- 步骤三:下一个版本的列 name 的内容是 '李四',该版本的 trx_id 值也为 10,也在 trx_ids 列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
- 步骤四:下一个版本的列 name 的内容是 '张三',该版本的 trx_id 值为 8,小于 ReadView 中的 up_limit_id 值10,所以这个版本是符合要求的,最后,返回给用户的版本就是这条列 name 为 '张三 ' 的记录。
之后,我们把事务 id 为 10 的事务提交一下,就像这样:
# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;
COMMIT;
然后,再到事务 id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录:
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name = "钱七" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "宋八" WHERE id = 1;
此刻,表 student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001834733-1601940108.png)
然后,再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找这个id 为 1 的记录,如下:
# 使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1 操作,此时,Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'
# SELECT2 操作,此时,Transaction 10 提交,Transaction 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值仍为'张三'
SELECT2 的执行过程如下:
- 步骤一:因为当前事务的隔离级别为 REPEATABLE READ,而之前在执行 SELECT1 时已经生成过 ReadView 了,所以此时直接复用之前的 ReadView,之前的 ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [10, 20],up_limit_id 为 10,low_limit_id 为 21,creator_trx_id 为 0。
- 步骤二:然后从 undo log 版本链中挑选可见的记录,从图中可以看出,最新版本的列 name 的内容是 '宋八',该版本的 trx_id 值为 20,在 trx_ids 列表内,所以不符合可见性要求,根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
- 步骤三:下一个版本的列 name 的内容是 '钱七',该版本的 trx_id 值为 20,也在 trx_ids 列表内,所以也不符合要求,继续跳到下一个版本。
- 步骤四:下一个版本的列 name 的内容是 '王五',该版本的 trx_id 值为 10,而 trx_ids 列表中是包含值为 10 的事务 id 的,所以该版本也不符合要求。同理,下一个列 name 的内容是 '李四' 的版本也不符合要求,继续跳到下一个版本。
- 步骤五:下一个版本的列 name 的内容是 '张三',该版本的 trx_id 值为 8,小于 ReadView 中的 up_limit_id 值 10,所以这个版本是符合要求的,最后,返回给用户的版本就是这条列 name 为 '张三' 的记录。
两次 SELECT 查询得到的结果是重复的,记录的列 name 值都是 '张三',这就是可重复读的含义。如果我们之后再把事务 id 为 20 的记录提交了,然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中,继续查找这个 id 为 1 的记录,得到的结果还是 '张三',具体执行过程大家可以自己分析一下。
如何解决幻读
接下来说明 InnoDB 是如何解决幻读的。
假设现在表 student 中只有一条数据,数据内容中,主键 id = 1,隐藏的 trx_id = 10,它的 undo log 如下图所示:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001854012-1650511917.png)
假设现在有事务 A 和事务 B 并发执行,事务 A 的事务 id 为 20,事务 B 的事务 id 为 30。
步骤一:事务 A 开始第一次查询数据,查询的 SQL 语句如下。
SELECT * FROM student WHERE id >= 1;
在开始查询之前,MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView,此时 ReadView 的内容如下:trx_ids = [20, 30],up_limit_id = 20,low_limit_id = 31,creator_trx_id = 20。
由于此时表 student 中只有一条数据,且符合 WHERE id >= 1 条件,因此会查询出来。然后根据 ReadView机制,发现该行数据的 trx_id = 10,小于事务 A 的 ReadView 里 up_limit_id,这表示这条数据是事务 A 开启之前,其他事务就已经提交了的数据,因此事务 A 可以读取到。
结论:事务 A 的第一次查询,能读取到一条数据,id = 1。
步骤二:接着事务 B,往表 student 中新插入两条数据,并提交事务。
INSERT INTO student(id, name) VALUES(2, '李四');
INSERT INTO student(id, name) VALUES(3, '王五');
此时,表 student 中就有三条数据了,对应的 undo log 如下图所示:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001908895-1767498763.png)
步骤三:接着事务 A 开启第二次查询,根据可重复读隔离级别的规则,此时事务 A 并不会再重新生成 ReadView。此时表 student 中的 3 条数据都满足 WHERE id >= 1 的条件,因此会先查出来。然后根据 ReadView 机制,判断每条数据是不是都可以被事务 A 看到。
- 首先 id = 1 的这条数据,前面已经说过了,可以被事务 A 看到。
- 然后是 id = 2 的数据,它的 trx_id = 30,此时事务 A 发现,这个值处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之间,因此还需要再判断 30 是否处于 trx_ids 数组内。由于事务 A 的 trx_ids = [20, 30],因此在数组内,这表示 id = 2 的这条数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的,所以这条数据不能让事务 A 看到。
- 同理,id = 3 的这条数据,trx_id 也为 30,因此也不能被事务 A 看见。
如下图所示:
![](https://img2024.cnblogs.com/blog/3488201/202407/3488201-20240723001920931-2055644946.png)
结论:最终事务 A 的第二次查询,只能查询出 id = 1 的这条数据,这和事务 A 的第一次查询的结果是一样的,因此没有出现幻读现象,所以说在 MySQL 的可重复读隔离级别下,不存在幻读问题。
总结
这里介绍了 MVCC 在 READ COMMITTD、REPEATABLE READ 这两种隔离级别的事务,在执行快照读操作时访问记录的版本链的过程。这样使不同事务的读-写、写-读操作并发执行,从而提升系统性能
核心点在于 ReadView 的原理,READ COMMITTD、REPEATABLE READ 这两个隔离级别的一个很大不同就是生成 ReadView 的时机不同:
- READ COMMITTD 在每一次进行普通 SELECT 操作前,都会生成一个ReadView。
- REPEATABLE READ 只在第一次进行普通 SELECT 操作前生成一个 ReadView,之后的查询操作都重复使用这个 ReadView。
说明:之前说执行 DELETE 语句或者更新主键的 UPDATE 语句,并不会立即把对应的记录完全从页面中删除,而是执行一个所谓的
delete mark
操作(标记 0 -> 1),相当于只是对记录打上了一个删除标志位,这主要就是为 MVCC 服务的。另外后面回滚也可能用到这个 delete mark。
通过 MVCC 可以解决:
读写之间阻塞的问题
:通过 MVCC 可以让读写互相不阻塞,即读不阻塞写,写不阻塞读,这样就可以提升事务并发处理能力。降低了死锁的概率
:这是因为 MVCC 采用了乐观锁的方式,读取数据时并不需要加锁,对于写操作,也只锁定必要的行。解决快照读的问题
:当查询数据库在某个时间点的快照时,只能看到这个时间点之前事务提交更新的结果,而不能看到这个时间点之后事务提交的更新结果。
原文链接
https://github.com/ACatSmiling/zero-to-zero/blob/main/RelationalDatabase/mysql-advanced.md