本文主要是介绍MySQL锁--05---MVCC-多版本并发控制,对大家解决编程问题具有一定的参考价值,需要的程序猿们随着小编来一起学习吧!
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文章目录
- MVCC
- 概念:
- MVCC,全称Multi-Version Concurrency Control,即==多版本并发控制==
- 快照读 和 当前读
- 1. 快照读:-mvcc
- 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==
- 普通的 select… 查询都是快照读
- mvcc --- 基于版本的控制协议
- 2. 当前读: -next-key lock
- ==读取的数据的最新版本==,并且在读的时候不允许其它事物修改当前记录
- 临键锁(Next-Key Locks),也就是结合gap锁与行锁,
- 实现:
- 当前读、快照读、MVCC关系
- MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本,使得读写操作没有冲突.
- MVCC解决的问题
- MVCC实现原理
- 1. 隐藏字段
- ==DB_TRX_ID (事务id)==
- ==DB_ROLL_PTR (回滚指针)==
- DB_ROW_JD(隐藏的主键)
- 2. **undo log**
- ==undolog被称之为回滚日志==,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志
- 另:eleted_id (清除标志)
- **下面我们来看一下undolog生成的记录链**
- 不同事务或者相同事务的对同一记录的修改,会导致该记录的==undolog生成一条记录版本线性表==,即链表
- ==undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录==。
- 3.**Read View**
- Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图
- 首先要知道Read View中的三个全局属性:
- 比较规则
- MVCC的整体处理流程
- RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同
- 因为Read View生成时机的不同,从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同
- RR级别-- 可重复读(Repeated Read)
- RC级别-- 读提交(Read Committed)
- 总结:
- 在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取==最新的Read View==,
- 而在RR隔离级别下,则是同一个事务中的==第一个快照读==才会创建Read View,之后的快照读获取的都是==同一个Read View.==
MVCC
概念:
MVCC,全称Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制
- MVCC是一种并发控制的方法,一般在数据库管理系统中,实现对数据库的并发访问,在编程语言中实现事务内存。
- 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。
快照读 和 当前读
InnoDB的默认隔离级别RR(可重复读),在RR下读数据有两种方式:
1. 快照读:-mvcc
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
普通的 select… 查询都是快照读
mvcc — 基于版本的控制协议
- 在MVCC下,事物开启执行第一个SELECT语句后会获取一个数据快照,直到事物结束读取到的数据都是一致的
2. 当前读: -next-key lock
读取的数据的最新版本,并且在读的时候不允许其它事物修改当前记录
临键锁(Next-Key Locks),也就是结合gap锁与行锁,
实现:
-
快照读(snapshot read)
简单的select操作(不包括 select … lock in share mode, select … for update)
-
当前读(current read)
select … lock in share mode、select … for update
insert、update、delete
当前读、快照读、MVCC关系
MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本,使得读写操作没有冲突.
快照读是MySQL为实现MVCC的一个非阻塞读功能。
MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个组件来实现的。
MVCC解决的问题
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219314700.png)
MVCC实现原理
MVCC的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段,undolog,read view来实现的。
1. 隐藏字段
每行记录除了我们自定义的字段外,还有数据库隐式定义的字段
DB_TRX_ID (事务id)
- 6字节,最近修改事务id,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id
DB_ROLL_PTR (回滚指针)
- 7字节,回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合undolog,指向上一个旧版本
DB_ROW_JD(隐藏的主键)
- 6字节,隐藏的主键,如果数据表没有主键,那么innodb会自动生成一个6字节的row_id
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219319773.png)
- 在上图中,DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键,DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务ID,DB_ROLL_PTR是一个回滚指针,用于配合undo日志,指向上一个旧版本
2. undo log
undolog被称之为回滚日志,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志
- 当进行insert操作的时候,产生的undolog只在事务回滚的时候需要,并且在事务提交之后可以被立刻丢弃
- 当进行update和delete操作的时候,产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要,在快照读的时候也需要,所以不能随便删除,只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时,对应的日志才会被purge线程统一清除
另:eleted_id (清除标志)
- 当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除,因为为了节省磁盘空间,innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录,如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见,那么这条记录一定时可以被清除的
下面我们来看一下undolog生成的记录链
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219325188.png)
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219328811.png)
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219334558.png)
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219338176.png)
从上述的一系列图中,大家可以发现,
不同事务或者相同事务的对同一记录的修改,会导致该记录的undolog生成一条记录版本线性表,即链表
undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录。
3.Read View
Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图
Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图,在该事务执行快照读的那一刻,会生成一个数据系统当前的快照,记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219356213.png)
- 其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的,也就是说当某个事务在执行快照读的时候,对该记录创建一个Read View的视图,把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据,有可能读取到的是最新的数据,也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据
- Read View遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID(当前事务id)取出来,与系统当前其他活跃事务的id去对比,如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较,不符合可见性,那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较,即遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。
首先要知道Read View中的三个全局属性:
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219361560.png)
- trx_list:一个数值列表,用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID(1,2,3)
- up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID(1)
- low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID,(4)
比较规则
-
首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于,则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录,如果大于等于进入下一个判断
-
接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的,那么对于当前事务肯定不可见,如果小于,则进入下一步判断
-
判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中,如果在,则代表在Read View生成时刻,这个事务还是活跃状态,还没有commit,修改的数据,当前事务也是看不到,如果不在,则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit,那么修改的结果是能够看见的。
MVCC的整体处理流程
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219365496.png)
从上述表格中,我们可以看到,当事务2对某行数据执行了快照读,数据库为该行数据生成一个Read View视图,可以看到事务1和事务3还在活跃状态,事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新,所以,在Read View中记录了系统当前活跃事务1,3,维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1,而low_limit_id为5,如下图所示:
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219369124.png)
在上述的例子中,只有事务4修改过该行记录,并在事务2进行快照读前,就提交了事务,所以该行当前数据的
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219385998.png)
当事务2在快照读该行记录的是,会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活跃事务列表进行比较,判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。
具体流程如下:先拿该行记录的事务ID(4)去跟Read View中的up_limit_id相比较,判断是否小于,通过对比发现不小于,所以不符合条件,继续判断4是否大于等于low_limit_id,通过比较发现也不大于,所以不符合条件,判断事务4是否处理trx_list列表中,发现不再次列表中,那么符合可见性条件,所以事务4修改后提交的最新结果对事务2 的快照是可见的,因此,事务2读取到的最新数据记录是事务4所提交的版本,而事务4提交的版本也是全局角度的最新版本。如下图所示:
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219412937.png)
RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同
因为Read View生成时机的不同,从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同
-
在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来,此后在调用快照读的时候,还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读,那么之后的快照读使用的都是同一个Read View,所以对之后的修改不可见
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在RR级别下,快照读生成Read View时,Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照,这些事务的修改对于当前事务都是不可见的,而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
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在RC级别下,事务中,每次快照读都会新生成一个快照和Read View,这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因。
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219416560.png)
RR级别-- 可重复读(Repeated Read)
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219441623.png)
RC级别-- 读提交(Read Committed)
![在这里插入图片描述](/upload/202112/22/202112220219473757.png)
总结:
在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取最新的Read View,
而在RR隔离级别下,则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View,之后的快照读获取的都是同一个Read View.
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