梁山网站建设费用,网站设计部的优化,东莞市机电工程学校网站建设与管理,江苏网站备案流程图第 16 章_多版本并发控制
1. 什么是MVCC
MVCC #xff08;Multiversion Concurrency Control#xff09;#xff0c;多版本并发控制。顾名思义#xff0c;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…第 16 章_多版本并发控制
1. 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(大家可以参考相关的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)。
2. 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。
2. 1 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这样
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。
2. 2 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3. 复习
3. 1 再谈隔离级别
我们知道事务有 4 个隔离级别可能存在三种并发问题 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。如果我们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。
另图 3. 2 隐藏字段、Undo Log版本链
回顾一下undo日志的版本链对于使用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(字段)。
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日志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 (0.01 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: insert undo只在事务回滚时起作用当事务提交后该类型的undo日志就没用了它占用的UndoLog Segment也会被系统回收也就是该undo日志占用的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201BEGIN;2BEGIN;3UPDATE student SET name“李四” WHERE id1;4UPDATE student SET name“王五” WHERE id1;5COMMIT;6UPDATE student SET name“钱七” WHERE id1;7UPDATE student SET name“宋八” WHERE id1;8COMMIT;能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢?不能!这不就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据脏写。 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日志每条undo日志也都有一个roll_pointer属性INSERT操作对应的undo日志没有该属性因为该记录并没有更早的版本可以将这些undo日志都连起来串成一个链表 对该记录每次更新后都会将旧值放到一条undo日志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我们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。
每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id。
4. MVCC实现原理之ReadView
MVCC 的实现依赖于 隐藏字段、Undo Log、Read View 。
4.1 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了它帮我们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)。
4.2 设计思路
使用READ UNCOMMITTED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记录的最新版本就好了。
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。
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。
这个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 Read View 的事务 ID。 说明只有在对表中的记录做改动时执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时才会为事务分配事务id否则在一个只读事务中的事务id值都默认为 0 。 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tr2、tr3、tr:5和trx8的集合系统的最大事务ID (low_limit_id)为trx81(如果之前没有其他的新增事务)活跃的最小事务ID (up_limit_id)为trx2。 4.3 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记录的某个版本是否可见。
如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同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。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访问。
4. 4 MVCC整体操作流程
了解了这些概念之后我们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 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。 lnnoDB中MVCC是通过Undo Log Read View进行数据读取Undo Log保存了历史快照而Read View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Read View。
如表所示
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 Viewcommit;注意此时同样的查询语句都会重新获取一次 Read View这时如果 Read View 不同就可能产生不可重复读或者幻读的情况。 当隔离级别为可重复读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 Read View而后面所有的 SELECT 都会复用这个 Read View如下表所示 5. 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 (0.01 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。
5. 1 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
...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2中更新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 的记录得到的版本链表如下所示 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;# SELECT1Transaction 10、 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1: 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[1020]up_limit_id为10, low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:从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3: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4: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
# 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 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;# SELECT1Transaction 10、 20 均未提交
SELECT * FROM student WHERE id 1 ; # 得到的列name的值为张三# SELECT2Transaction 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1: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_limitid为.20,low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:从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3:下一个版本的列name的内容是‘钱七’该版本的trx_id值为28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4: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 COMMITTED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。 5. 2 REPEATABLE READ隔离级别下
使用REPEATABLE READ隔离级别的事务来说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。
比如系统里有两个事务id分别为 10 、 20 的事务在执行
# 开始记录
mysql select *from student;
--------------------
| id | name | class |
--------------------
| 1 | 张三 | 一班 |
--------------------
1 row in set (0.01 sec)# 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 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;# SELECT1Transaction 10、 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id 1 ; # 得到的列name的值为张三这个SELECT1的执行过程如下第一个ReadView和读已提交是一样的):
步骤1: 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[1020]up_limit_id为10, low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:从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3: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4: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
# 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 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;# SELECT1Transaction 10、 20 均未提交
SELECT * FROM student WHERE id 1 ; # 得到的列name的值为张三# SELECT2Transaction 10提交Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id 1 ; # 得到的列name的值仍为张三这个SELECT2的执行过程如下:
步骤1:在执行SELECT语句时会继续使用之前的ReadView该ReadView的trx_ids列表的内容就是[1020]up_limit_id为10, low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:然后从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3: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4∶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5∶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c为‘张三’的记录。
两次SELECT查询得到的结果是重复的记录的列c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。
5. 3 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 id1隐藏的 trx_id10它的 undo log 如下图所示。 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 1 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_id20low_limit_id31creator_trx_id20。
由于此时表 student 中只有一条数据且符合 where id1 条件因此会查询出来。然后根据 ReadView机制发现该行数据的trx_id10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id1。
步骤 2 接着事务 B(trx_id30)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 如下图所示 步骤 3 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 id1 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。
1 首先 id1 的这条数据前面已经说过了可以被事务 A 看到。
2 然后是 id2 的数据它的 trx_id30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 id2 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。
3 同理id3 的这条数据trx_id 也为 30 因此也不能被事务 A 看见。 结论最终事务 A 的第二次查询只能查询出 id1 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。
6. 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ReadViewREPEATABLE 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就好了。 说明: 我们之前说执行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。 通过MVCC我们可以解决: 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。当我们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。
