MYSQL MVCC 多版本并发控制底层原理及实现机制

什么是 MVCC

Multiversion Concurrency Control:多版本并发控制，提供并发访问数据库时，对事务内读取的到的内存做处理，用来避免写操作堵塞读操作的并发问题（提高并发读写性能）。

MVCC 主要适用于 Mysql 的 RC(读已提交),RR(可重复读)隔离级别

问题（痛点)

A 正在读数据库中某些内容，而 B 正在给这些内容做修改（A,B 为两个单独的事务），A 可能看到一个不一致的数据，在 B 没有提交前，如何让 A 能够一直读到的数据都是一致的或读到的数据一直是最新的呢？

每个用户连接数据库时，看到的都是某一特定时刻的数据库快照，在 B 的事务没有提交之前，A 始终读到的是某一特定时刻的数据库快照，不会读到 B 事务中的数据修改情况，直到 B 事务提交，才会读取 B 的修改内容。

一个支持MVCC的数据库，在更新某些数据时，并非使用新数据覆盖旧数据，而是标记旧数据是过时的，同时在其他地方新增一个数据版本。因此，同一份数据有多个版本存储，但只有一个是最新的。

MVCC 提供了时间一致性的处理思路，在 MVCC 下读事务时，通常使用一个时间戳或者事务 ID 来确定访问哪个状态的数据库及哪些版本的数据。读事务跟写事务彼此是隔离开来的，彼此之间不会影响。假设同一份数据，既有读事务访问，又有写事务操作，实际上，写事务会新建一个新的数据版本，而读事务访问的是旧的数据版本，直到写事务提交，读事务才会访问到这个新的数据版本。

InnoDB 的 MVCC 实现机制

每条记录都会保存两个隐藏列，事务id(trx_id)和 回滚指针(roll_point)。

每次操作都会生成一条 undo log 日志，回滚指针指向前一条记录。

版本链

`roll_pointer`每次对记录修改的时候，都会把老版本写入undo log中。新纪录中`roll_pointer`就是存了一个指针，它指向这条记录的上一个版本的位置，通过它来获得上一个版本的记录信息。

测试表结构如下:

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `c` varchar(11) CHARACTER SET utf8mb4 COLLATE utf8mb4_general_ci DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `n_index` (`c`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=10 DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_general_ci;

假设现在有个事务(事务 id:80)进行了一个 insert 操作如下:
INSERT INTO t(id, c) VALUES (1, '刘备');

那么此刻的真实数据如下面这个样子：

id	c	trx_id	roll_point
1	刘备	80	上一个版本的地址

示意图

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。

假设之后两个 事务id 分别为 100、200 的事务对这条记录进行 UPDATE 操作，操作流程如下：

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，可以将这些 undo日志 都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样：

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。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务 id，这个信息很重要，我们稍后就会用到。

ReadView

对于使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务来说，直接读取记录的最新版本就好了，对于使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务来说，使用加锁的方式来访问记录。对于使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说，就需要用到我们上边所说的 版本链 了，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。所以后面提出了一个 ReadView 的概念， 这个 ReadView 中主要包含当前系统中还有哪些活跃的（未提交的）读写事务，把它们的事务 id 放到一个列表中，我们把这个列表命名为为 m_ids 和表示生成该 ReadView 的快照读操作产生的事务 id(creator_trx_id)。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 m_ids 列表中最小的事务 id，表明生成该版本的事务在生成 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 m_ids 列表中最大的事务 id，表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。

如果被访问版本的 trx_id 属性值在 m_ids 列表中最大的事务 id 和最小事务 id 之间，那就需要判断一下 trx_id 属性值是不是在 m_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。

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不可见，查询结果就不包含该记录。

在 MySQL 中，READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成 ReadView 的时机不同。

READ COMMITTED --- 每次读取数据前都生成一个 ReadView

比方说现在系统里有两个 id 分别为 100、200 的事务在执行：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

此刻，表 t 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;

# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'

这个 SELECT1 的执行过程如下：

在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 m_ids 列表的内容就是 [100, 200]。
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 c 的内容是 '张飞'，该版本的 trx_id 值为 100，在 m_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。
下一个版本的列 c 的内容是 '关羽'，该版本的 trx_id 值也为 100，也在 m_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本的列 c 的内容是 '刘备'，该版本的 trx_id 值为 80，小于 m_ids 列表中最小的事务 id 100，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 '刘备' 的记录。

之后，我们把事务 id 为 100 的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;

COMMIT;

然后再到事务 id 为 200 的事务中更新一下表 t 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE t SET c = '赵云' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '诸葛亮' WHERE id = 1;

此刻，表 t 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;

# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'

# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'张飞'

这个 SELECT2 的执行过程如下：

在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 m_ids 列表的内容就是 [200]。
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 c 的内容是 '诸葛亮'，该版本的 trx_id 值为 200，在 m_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。
下一个版本的列 c 的内容是 '赵云'，该版本的 trx_id 值为 200，也在 m_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本的列 c 的内容是 '张飞'，该版本的 trx_id 值为 100，比 m_ids 列表中最小的事务 id 200 还要小，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 '张飞' 的记录。

以此类推，如果之后事务 id 为 200 的记录也提交了，再此在使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中查询表 t 中 id 值为 1 的记录时，得到的结果就是 '诸葛亮' 了，具体流程我们就不分析了。 总结一下就是：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` ---在第一次读取数据时生成一个 ReadView

对于使用 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。我们还是用例子看一下是什么效果。
比如现在系统里有两个 id 分别为 100、200 的事务在执行：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

此刻，表 t 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;

# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'

这个 SELECT1 的执行过程如下：

在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 m_ids 列表的内容就是 [100, 200]。
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 c 的内容是 '张飞'，该版本的 trx_id 值为 100，在 m_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。
下一个版本的列 c 的内容是 '关羽'，该版本的 trx_id 值也为 100，也在 m_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本的列 c 的内容是 '刘备'，该版本的 trx_id 值为 80，小于 m_ids 列表中最小的事务 id 100，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 '刘备' 的记录。

之后，我们把事务 id 为 100 的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 100
BEGIN;

UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;

COMMIT;

然后再到事务 id 为 200 的事务中更新一下表 t 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 200
BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录
...

UPDATE t SET c = '赵云' WHERE id = 1;

UPDATE t SET c = '诸葛亮' WHERE id = 1;

此刻，表 t 中 id 为 1 的记录的版本链就长这样：

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;

# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'

# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值仍为'刘备'

这个 SELECT2 的执行过程如下：

因为之前已经生成过 ReadView 了，所以此时直接复用之前的 ReadView，之前的 ReadView 中的 m_ids 列表就是 [100, 200]。
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 c 的内容是 '诸葛亮'，该版本的 trx_id 值为 200，在 m_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。
下一个版本的列 c 的内容是 '赵云'，该版本的 trx_id 值为 200，也在 m_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本的列 c 的内容是 '张飞'，该版本的 trx_id 值为 100，而 m_ids 列表中是包含值为 100 的事务 id 的，所以该版本也不符合要求，同理下一个列 c 的内容是 '关羽' 的版本也不符合要求。继续跳到下一个版本。
下一个版本的列 c 的内容是 '刘备'，该版本的 trx_id 值为 80，80 小于 m_ids 列表中最小的事务 id 100，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 '刘备' 的记录。

MVCC 总结

MVCC（Multi-Version Concurrency Control ，多版本并发控制）指的就是在使用`READ COMMITTD`、`REPEATABLE READ`这两种隔离级别的事务在执行普通的`SEELCT`操作时访问记录的版本链的过程，这样子可以使不同事务的`读-写`、`写-读`操作并发执行，从而提升系统性能。`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`，而`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这个`ReadView`就好了。

掘金原文链接