【MySql】MVCC是如何解决幻读的? MVCC实现原理详细介绍

夏微凉.

已于 2025-02-06 16:49:32 修改

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分类专栏： MySql 文章标签： mysql 数据库

于 2024-12-09 07:45:00 首次发布

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3.2 隐藏字段, Undo Log 版本链

4. MVCC 实现原理之 ReadView

5.1 READ COMMITTED隔离级别下

5.2 REPEATABLE READ隔离级别下

5.3 如何解决幻读

6. 总结

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 MCC 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. 快照读和当前读

MVCC 在 MySOLInnoDB 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:

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. 回顾

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。

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 InnoD8 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。

ro11_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

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

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，InnoD8 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n 含4个比较重要的内容，分别如下

1. 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。

2. 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。
3. up_limit_id ，活跃的事务中最小的事务 ID。
4. 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 tnx2、trx3、trx5 和trx8 的集合，系统的最大事务 ID(low_limit_id)为 trx8+1(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。

1. 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。

2. 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。

3. 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。

4. 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:

1.首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID;
2.获取 ReadView;
3.查询得到的数据，然后与 Readview 中的事务版本号进行比较;
4.如果不符合 Readview规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照;
5.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。

InnoDB 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:

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:

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。

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 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[10，20], 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泉，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査找这个 id 为1的记录，如下:

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

# SELECT2：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_limit_id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 rol1_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，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。

5.2 REPEATABLE READ隔离级别下

使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说，只会在第一次执行査询语句时生成一个 ReadVview，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:

# 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;

# SELECT1：Transaction 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[10,20], 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，从图中看出，最新版本的列 name 的内容是 '王五'，该版本的 trx_id值为 18 ，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，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

然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续査找这个 id 为1的记录，如下:

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

# SELECT2：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1: 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 28 ，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 18，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88，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,

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 id=1，隐藏的 trx_id=10，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_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，因此会査询出来。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2: 接着事务 B(trx_id=30)，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 id>=1的条件，因此会先査出来。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 id=1 的这条数据，前面已经说过了，可以被事务 A看到。

2) 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。

3) 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。