MVVC 原理

session 1

session 2select a from test; return a = 10
start transaction;
update test set a = 20;

start transaction;
select a from test; return ?commit;

select a from test; return ?

我们看下上面这个数据库日常操作的例子。

• session 1修改了一条记录，没有提交；与此同时，session 2 来查询这条记录，这时候返回记录应该是多少呢？

• session 1 提交之后 session 2 查询出来的又应该是多少呢？

由于MySQL支持多种隔离级别，这个问题是需要看session2的事务隔离级别的，情况如下:

• 隔离级别为 READ-UNCOMMITTED 情况下: 
  session 1 commit前后 session 2 去查看都会看到的是修改后的结果 a = 20

• 隔离级别为 READ-COMMITTED 情况下: 
  session 1 commit 前查看到的还是 a =10 , commit之后看到的是 a = 20

• 隔离级别为 REPEATABLE-READ， SERIALIZABLE 情况下: 
  session 1 commit前后 session 2 去查看都会看到的是修改后的结果 a = 10

其实不管隔离级别，我们也抛开数据库中的ACID，我们思考一个问题：众所周知，InnoDB的数据都是存储在B-tree里面的，修改后的数据到底要不要存储在实际的B-tree叶子节点，session2是怎么做到查询出来的结果还是10，而不是20列？

MVCC实现原理

上述现象在数据库中大家经常看到，但是数据库到底是怎么实现的，深究的人就不多了。

其实原理很简单，数据库就是通过UNDO和MVCC来实现的。

通过DB_ROLL_PT回溯查找数据历史版本

• 首先InnoDB每一行数据还有一个DB_ROLL_PT的回滚指针，用于指向该行修改前的上一个历史版本

当插入的是一条新数据时，记录上对应的回滚段指针为NULL。

更新记录时，原记录将被放入到undo表空间中，并通过DB_ROLL_PT指向该记录。session2查询返回的未修改数据就是从这个undo中返回的。MySQL就是根据记录上的回滚段指针及事务ID判断记录是否可见，如果不可见继续按照DB_ROLL_PT继续回溯查找。

通过read view判断行记录是否可见

具体的判断流程如下:

RR隔离级别下，在每个事务开始的时候，会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表中(read view) 
RC隔离级别下，在每个语句开始的时候，会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表中(read view) 
并按照以下逻辑判断事务的可见性。

MVCC解决了什么问题

• MVCC使得数据库读不会对数据加锁，select不会加锁，提高了数据库的并发处理能力；
• 借助MVCC，数据库可以实现RC，RR等隔离级别，用户可以查看当前数据的前一个或者前几个历史版本，保证了ACID中的I-隔离性。

MySQL代码分析

前面我们介绍了什么是MVCC，以及它解决了什么问题。

下面我们来看一下在MySQL源码中，到底是怎么实现这个逻辑的。

InnoDB隐藏字段源码分析

InnoDB表中会存有三个隐藏字段，这三个字段是mysql默认帮我们添加的。我们可以通过代码中查看到:

dict_table_add_system_columns(/*==========================*/dict_table_t*   table,  /*!< in/out: table */mem_heap_t* heap)   /*!< in: temporary heap */{ut_ad(table);ut_ad(table->n_def == (table->n_cols - table->get_n_sys_cols()));ut_ad(table->magic_n == DICT_TABLE_MAGIC_N);ut_ad(!table->cached);/* NOTE: the system columns MUST be added in the following order(so that they can be indexed by the numerical value of DATA_ROW_ID,etc.) and as the last columns of the table memory object.The clustered index will not always physically contain all systemcolumns.Intrinsic table don't need DB_ROLL_PTR as UNDO logging is turned offfor these tables. */dict_mem_table_add_col(table, heap, "DB_ROW_ID", DATA_SYS,      DATA_ROW_ID | DATA_NOT_NULL,      DATA_ROW_ID_LEN);#if (DATA_ITT_N_SYS_COLS != 2)#error "DATA_ITT_N_SYS_COLS != 2"#endif#if DATA_ROW_ID != 0#error "DATA_ROW_ID != 0"#endifdict_mem_table_add_col(table, heap, "DB_TRX_ID", DATA_SYS,      DATA_TRX_ID | DATA_NOT_NULL,      DATA_TRX_ID_LEN);#if DATA_TRX_ID != 1#error "DATA_TRX_ID != 1"#endifif (!table->is_intrinsic()) {dict_mem_table_add_col(table, heap, "DB_ROLL_PTR", DATA_SYS,      DATA_ROLL_PTR | DATA_NOT_NULL,      DATA_ROLL_PTR_LEN);#if DATA_ROLL_PTR != 2#error "DATA_ROLL_PTR != 2"#endif/* This check reminds that if a new system column is added tothe program, it should be dealt with here */#if DATA_N_SYS_COLS != 3#error "DATA_N_SYS_COLS != 3"#endif}}

• DB_ROW_ID:如果表中没有显示定义主键或者没有唯一索引则MySQL会自动创建一个6字节的row id存在记录中
• DB_TRX_ID:事务ID
• DB_ROLL_PTR:回滚段指针

InnoDB判断事务可见性源码分析

MySQL中并不是根据事务的事务ID进行比较判断记录是否可见，而是根据每一行记录上的事务ID进行比较来判断记录是否可见。

我们可以通过实验验证 ， 创建一张表里面插入一条记录：

dhy@10.16.70.190:3306  12:25:47 [dhy]>select * from dhytest;+------+| id   |+------+|   10 |+------+1 row in set (7.99 sec)

手工开启一个事务 更新一条记录 但是并不提交：

dhy@10.10.80.199:3306  15:28:24 [dhy]>update dhytest set id = 20;Query OK, 3 rows affected (40.71 sec)Rows matched: 3  Changed: 3  Warnings: 0

在另外一个会话执行查询：

dhy@10.16.70.190:3306  12:38:33 [dhy]>select * from dhytest;

这时我们可以跟踪调试mysql 查看他是怎么判断记录的看见性，中间函数调用太多列举最重要部分。

这里需要介绍一个重要的类 ReadView,Read View是事务开启时当前所有事务的一个集合，这个类中存储了当前Read View中最大事务ID及最小事务ID。

/** The read should not see any transaction with trx id >= thisvalue. In other words, this is the "high water mark". */trx_id_t    m_low_limit_id;/** The read should see all trx ids which are strictlysmaller (<) than this value.  In other words, this is thelow water mark". */trx_id_t    m_up_limit_id;/** trx id of creating transaction, set to TRX_ID_MAX for freeviews. */trx_id_t    m_creator_trx_id;

当我们执行上面的查询语句时,跟踪到主要函数如下:

函数row_search_mvcc->lock_clust_rec_cons_read_seesboollock_clust_rec_cons_read_sees(/*==========================*/const rec_t*    rec,    /*!< in: user record which should be read orpassed over by a read cursor */dict_index_t*   index,  /*!< in: clustered index */const ulint*    offsets,/*!< in: rec_get_offsets(rec, index) */ReadView*   view)   /*!< in: consistent read view */{ut_ad(index->is_clustered());ut_ad(page_rec_is_user_rec(rec));ut_ad(rec_offs_validate(rec, index, offsets));/* Temp-tables are not shared across connections and multipletransactions from different connections cannot simultaneouslyoperate on same temp-table and so read of temp-table isalways consistent read. *///只读事务或者临时表是不需要一致性读的判断if (srv_read_only_mode || index->table->is_temporary()) {ut_ad(view == 0 || index->table->is_temporary());return(true);}/* NOTE that we call this function while holding the searchsystem latch. */trx_id_t    trx_id = row_get_rec_trx_id(rec, index, offsets); //获取记录上的TRX_ID这里需要解释下，我们一个查询可能满足的记录数有多个。那我们每读取一条记录的时候就要根据这条记录上的TRX_ID判断这条记录是否可见return(view->changes_visible(trx_id, index->table->name)); //判断记录可见性}

下面是真正判断记录的看见性。

bool changes_visible(trx_id_t    id,const table_name_t& name) constMY_ATTRIBUTE((warn_unused_result)){ut_ad(id > 0);//如果ID小于Read View中最小的, 则这条记录是可以看到。说明这条记录是在select这个事务开始之前就结束的if (id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id) {return(true);}check_trx_id_sanity(id, name);//如果比Read View中最大的还要大，则说明这条记录是在事务开始之后进行修改的，所以此条记录不应查看到if (id >= m_low_limit_id) {return(false);} else if (m_ids.empty()) {return(true);}const ids_t::value_type*    p = m_ids.data();return(!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id)); //判断是否在Read View中， 如果在说明在创建Read View时 此条记录还处于活跃状态则不应该查询到，否则说明创建Read View是此条记录已经是不活跃状态则可以查询到}

对于不可见的记录都是通过row_vers_build_for_consistent_read函数查询UNDO构建老版本记录，直到记录可见。

这里需要说明一点 不同的事务隔离级别，可见性的实现也不一样:

• READ-COMMITTED 
  事务内的每个查询语句都会重新创建Read View，这样就会产生不可重复读现象发生

• REPEATABLE-READ 
  事务内开始时创建Read View ， 在事务结束这段时间内 每一次查询都不会重新重建Read View ， 从而实现了可重复读。