Innodb中的MVCC

一、MVCC简介

MVCC (Multiversion Concurrency Control)，即多版本并发控制技术,它使得大部分支持行锁的事务引擎，不再单纯的使用行锁来进行数据库的并发控制，取而代之的是把数据库的行锁与行的多个版本结合起来，只需要很小的开销,就可以实现非锁定读，从而大大提高数据库系统的并发性能

1.1 读锁

也叫共享锁、S锁，若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改A，其他事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S 锁。这保证了其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。

1.2 写锁

又称排他锁、X锁。若事务T对数据对象A加上X锁，事务T可以读A也可以修改A，其他事务不能再对A加任何锁，直到T释放A上的锁。这保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。

1.3 表锁

操作对象是数据表。Mysql大多数锁策略都支持(常见mysql innodb)，是系统开销最低但并发性最低的一个锁策略。事务t对整个表加读锁，则其他事务可读不可写，若加写锁，则其他事务增删改都不行。

1.4 行级锁（Innodb）

操作对象是数据表中的一行。是MVCC技术用的比较多的，但在MYISAM用不了，行级锁用mysql的储存引擎实现而不是mysql服务器。但行级锁对系统开销较大，处理高并发较好。

二、Innodb的事务

2.1 相关概念

为了支持事务，Innbodb引入了下面几个概念：

2.1.1 redo log

redo log就是保存执行的SQL语句到一个指定的Log文件，当Mysql执行recovery时重新执行redo log记录的SQL操作即可。当客户端执行每条SQL（更新语句）时，redo log会被首先写入log buffer；当客户端执行COMMIT命令时，log buffer中的内容会被视情况刷新到磁盘。redo log在磁盘上作为一个独立的文件存在，即Innodb的log文件。

2.1.2 undo log

与redo log相反，undo log是为回滚而用，具体内容就是copy事务前的数据库内容（行）到undo buffer，在适合的时间把undo buffer中的内容刷新到磁盘。undo buffer与redo buffer一样，也是环形缓冲，但当缓冲满的时候，undo buffer中的内容会也会被刷新到磁盘；与redo log不同的是，磁盘上不存在单独的undo log文件，所有的undo log均存放在主ibd数据文件中（表空间），即使客户端设置了每表一个数据文件也是如此。

2.1.3 rollback segment

回滚段这个概念来自Oracle的事物模型，在Innodb中，undo log被划分为多个段，具体某行的undo log就保存在某个段中，称为回滚段。可以认为undo log和回滚段是同一意思。
锁
Innodb提供了基于行的锁，如果行的数量非常大，则在高并发下锁的数量也可能会比较大，据Innodb文档说，Innodb对锁进行了空间有效优化，即使并发量高也不会导致内存耗尽。
对行的锁有分两种：排他锁、共享锁。共享锁针对对，排他锁针对写，完全等同读写锁的概念。如果某个事务在更新某行（排他锁），则其他事物无论是读还是写本行都必须等待；如果某个事物读某行（共享锁），则其他读的事物无需等待，而写事物则需等待。通过共享锁，保证了多读之间的无等待性，但是锁的应用又依赖Mysql的事务隔离级别。

2.1.4 隔离级别

隔离级别用来限制事务直接的交互程度，目前有几个工业标准：
- READ_UNCOMMITTED：脏读
- READ_COMMITTED：读提交
- REPEATABLE_READ：重复读
- SERIALIZABLE：串行化
Innodb对四种类型都支持，脏读和串行化应用场景不多，读提交、重复读用的比较广泛，后面会介绍其实现方式。

2.2 行的更新过程

下面演示下事务对某行记录的更新过程：

2.2.1 初始数据行

F1～F6是某行列的名字，1～6是其对应的数据。后面三个隐含字段分别对应该行的事务号和回滚指针，假如这条数据是刚INSERT的，可以认为ID为1，其他两个字段为空。

2.2.2 事务1更改该行的各字段的值

当事务1更改该行的值时，会进行如下操作：
用排他锁锁定该行
记录redo log
把该行修改前的值Copy到undo log，即上图中下面的行
修改当前行的值，填写事务编号，使回滚指针指向undo log中的修改前的行

2.2.3 事务2修改该行的值

与事务1相同，此时undo log，中有有两行记录，并且通过回滚指针连在一起。
因此，如果undo log一直不删除，则会通过当前记录的回滚指针回溯到该行创建时的初始内容，所幸的时在Innodb中存在purge线程，它会查询那些比现在最老的活动事务还早的undo log，并删除它们，从而保证undo log文件不至于无限增长。

2.2.4 事务提交

当事务正常提交时Innbod只需要更改事务状态为COMMIT即可，不需做其他额外的工作，而Rollback则稍微复杂点，需要根据当前回滚指针从undo log中找出事务修改前的版本，并恢复。如果事务影响的行非常多，回滚则可能会变的效率不高，根据经验值没事务行数在1000～10000之间，Innodb效率还是非常高的。很显然，Innodb是一个COMMIT效率比Rollback高的存储引擎。据说，Postgress的实现恰好与此相反。

2.2.5 Insert Undo log

上述过程确切地说是描述了UPDATE的事务过程，其实undo log分insert和update undo log，因为insert时，原始的数据并不存在，所以回滚时把insert undo log丢弃即可，而update undo log则必须遵守上述过程。

2.3 事务级别

众所周知地是更新（update、insert、delete）是一个事务过程，在Innodb中，查询也是一个事务，只读事务。当读写事务并发访问同一行数据时，能读到什么样的内容则依赖事务级别：

2.3.1 READ_UNCOMMITTED

读未提交时，读事务直接读取主记录，无论更新事务是否完成

2.3.2 READ_COMMITTED

读提交时，读事务每次都读取undo log中最近的版本，因此两次对同一字段的读可能读到不同的数据（幻读），但能保证每次都读到最新的数据。

2.3.3 REPEATABLE_READ

每次都读取指定的版本，这样保证不会产生幻读，但可能读不到最新的数据

2.3.4 SERIALIZABLE

锁表，读写相互阻塞，使用较少
读事务一般有SELECT语句触发，在Innodb中保证其非阻塞，但带FOR UPDATE的SELECT除外，带FOR UPDATE的SELECT会对行加排他锁，等待更新事务完成后读取其最新内容。就整个Innodb的设计目标来说，就是提供高效的、非阻塞的查询操作。

三、MVCC实现原理

innodb MVCC主要是为Repeatable-Read事务隔离级别做的。
在此隔离级别下，A、B客户端所示的数据相互隔离，互相更新不可见了解innodb的行结构、Read-View的结构对于理解innodb mvcc的实现由重要意义

3.1 innodb存储中的row

innodb存储的最基本row中包含一些额外的存储信息 DATA_TRX_ID，DATA_ROLL_PTR，DB_ROW_ID，DELETE BIT

• 6字节的DATA_TRX_ID 标记了最新更新这条行记录的transaction id，每处理一个事务，其值自动+1

• 7字节的DATA_ROLL_PTR 指向当前记录项的rollback segment的undo log记录，找之前版本的数据就是通过这个指针

• 6字节的DB_ROW_ID，当由innodb自动产生聚集索引时，聚集索引包括这个DB_ROW_ID的值，否则聚集索引中不包括这个值.，这个用于索引当中

• DELETE BIT位用于标识该记录是否被删除，这里的不是真正的删除数据，而是标志出来的删除。真正意义的删除是在commit的时候

3.2 具体的执行过程

begin->用排他锁锁定该行->记录redo log->记录undo log->修改当前行的值，写事务编号，回滚指针指向undo log中的修改前的行

上述过程确切地说是描述了UPDATE的事务过程，其实undo log分insert和update undo log，因为insert时，原始的数据并不存在，所以回滚时把insert undo log丢弃即可，而update undo log则必须遵守上述过程

3.3 SQL执行

下面分别以select、delete、 insert、 update语句来说明

3.3 SELECT

Innodb检查每行数据，确保他们符合两个标准：

1、InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是数据行的版本必须小于等于事务的版本)，这确保当前事务读取的行都是事务之前已经存在的，或者是由当前事务创建或修改的行

2、行的删除操作的版本一定是未定义的或者大于当前事务的版本号，确定了当前事务开始之前，行没有被删除

符合了以上两点则返回查询结果。

3.4 INSERT

InnoDB为每个新增行记录当前系统版本号作为创建ID。

3.5 DELETE

InnoDB为每个删除行的记录当前系统版本号作为行的删除ID。

3.6 UPDATE

InnoDB复制了一行。这个新行的版本号使用了系统版本号。它也把系统版本号作为了删除行的版本。

说明
- insert操作时 “创建时间”=DB_ROW_ID，这时，“删除时间 ”是未定义的；
- update时，复制新增行的“创建时间”=DB_ROW_ID，删除时间未定义，旧数据行“创建时间”不变，删除时间=该事务的DB_ROW_ID；
- delete操作，相应数据行的“创建时间”不变，删除时间=该事务的DB_ROW_ID；
- select操作对两者都不修改，只读相应的数据

四、对于MVCC的总结

上述更新前建立undo log，根据各种策略读取时非阻塞就是MVCC，undo log中的行就是MVCC中的多版本，这个可能与我们所理解的MVCC有较大的出入，一般我们认为MVCC有下面几个特点：

• 每行数据都存在一个版本，每次数据更新时都更新该版本
• 修改时Copy出当前版本随意修改，各个事务之间无干扰
• 保存时比较版本号，如果成功（commit），则覆盖原记录；失败则放弃copy（rollback）

就是每行都有版本号，保存时根据版本号决定是否成功，听起来含有乐观锁的味道，而Innodb的实现方式是：
- 事务以排他锁的形式修改原始数据
- 把修改前的数据存放于undo log，通过回滚指针与主数据关联
- 修改成功（commit）啥都不做，失败则恢复undo log中的数据（rollback）

二者最本质的区别是，当修改数据时是否要排他锁定，如果锁定了还算不算是MVCC？

Innodb的实现真算不上MVCC，因为并没有实现核心的多版本共存，undo log中的内容只是串行化的结果，记录了多个事务的过程，不属于多版本共存。但理想的MVCC是难以实现的，当事务仅修改一行记录使用理想的MVCC模式是没有问题的，可以通过比较版本号进行回滚；但当事务影响到多行数据时，理想的MVCC据无能为力了。

比如，如果Transaciton1执行理想的MVCC，修改Row1成功，而修改Row2失败，此时需要回滚Row1，但因为Row1没有被锁定，其数据可能又被Transaction2所修改，如果此时回滚Row1的内容，则会破坏Transaction2的修改结果，导致Transaction2违反ACID。

理想MVCC难以实现的根本原因在于企图通过乐观锁代替二段提交。修改两行数据，但为了保证其一致性，与修改两个分布式系统中的数据并无区别，而二提交是目前这种场景保证一致性的唯一手段。二段提交的本质是锁定，乐观锁的本质是消除锁定，二者矛盾，故理想的MVCC难以真正在实际中被应用，Innodb只是借了MVCC这个名字，提供了读的非阻塞而已。