引言

多版本并发控制（MVCC）是一种用于提高数据库并发性能的技术，尤其在处理高并发读写操作时极为有效。MVCC通过维护数据的多个版本来避免读写冲突，使得读操作无需阻塞写操作，写操作也不会影响读操作。下面，我们具体讲解MySQL中InnoDB存储引擎对MVCC的实现原理。

MVCC 的基本概念

MVCC（Multi-Version Concurrency Control）可以看作是行级锁的一种改进，主要通过保存数据在不同时间点的多个版本来实现数据的并发访问。MVCC 常用于实现乐观锁定策略，通过版本号控制数据的一致性，避免了因锁导致的性能瓶颈。

不知道大家是否想过这样一个问题：在日常操作中，为什么读写操作可以互不阻塞？

在MVCC技术出现之前，为了确保在特定隔离级别下，多个事务之间不发生数据异常，需要通过加锁来控制并发。

例如，当事务A正在读取一行数据时，其他事务不能对这行数据进行修改，因为这可能导致事务A读取到不一致的数据。

MVCC的核心优势就在于解决了读写操作之间的阻塞问题，从而显著提高了事务的并发性。接下来，我们通过一个例子来逐步学习MySQL中MVCC的实现。

我们来看图1中的这个例子；

1. 在Session1中对某条记录进行了修改但尚未提交时，此时在Session2中执行查询，返回的记录会是什么呢？
2. 而当Session1提交后，session2再次查询时结果又会如何变化呢？

要回答这个问题，关键在于事务的隔离级别，不同隔离级别下的行为如下：

• READ-UNCOMMITTED 隔离级别：在session 1提交前后，session 2查询到的都是修改后的结果，即column= lisi。
• READ-COMMITTED 隔离级别：在session 1提交前，session 2查询到的仍是原始数据column= zhangsan

，但在提交后，查询结果变为column= lisi。

• REPEATABLE-READ 和 SERIALIZABLE 隔离级别：在session 1提交前后，session 2查询到的始终是修改前的结果column= zhangsan。

以下是MySQL 5.7和MySQL 8.0中查询和修改数据库隔离级别语句的对比表格：

其中，隔离级别可以是以下几种之一：

• READ UNCOMMITTED
• READ COMMITTED
• REPEATABLE READ（MySQL默认）
• SERIALIZABLE

在这里我们暂且不讨论数据库的ACID特性，而是关注一个问题：在数据被修改后，数据库是如何确保查询结果仍然保持为之前的值？

这正是通过数据库中的Undo日志和MVCC技术来实现的，如图1-1所示。

InnoDB 中的 MVCC 主要依赖于以下三个隐藏列，这些列在每行记录中维护，以实现多版本并发控制：

1. DB_TRX_ID 每条记录都包含一个 DB_TRX_ID，即事务ID，记录了最后一次对该行进行插入或更新的事务ID。当需要判断某个事务中某条记录是否可见时，InnoDB 会根据该列与当前事务的视图进行对比。
2. DB_ROLL_PTR DB_ROLL_PTR 是一个回滚指针，指向该行记录的上一个版本。在数据更新时，InnoDB 会保留旧版本的记录，并通过这个指针将其链接起来，从而支持通过回滚找到之前的数据版本。这是实现 MVCC 中多版本存储的关键。
3. DB_ROW_ID DB_ROW_ID 是一个自增的行ID，在没有显式主键的情况下，用来唯一标识每一行数据。尽管 DB_ROW_ID 在 MVCC 机制中并不直接控制并发，但它对行记录的管理和定位起着重要作用，尤其是在没有定义主键时。

这三个隐藏列共同支撑了 InnoDB 的 MVCC 实现，确保在高并发场景下，读写操作能够并行进行而不互相阻塞。

当插入一条数据时， 在记录上对应的回滚段指针为NULL， 如图1-2所示

在更新记录时，原始记录会被保存到 Undo 表空间中，查询时未提交的修改数据可以通过读取 Undo 表空间中的旧版本来实现。多个数据版本通过链表结构链接，形成一个版本链。MySQL 通过记录中的回滚指针（DB_ROLL_PTR）和事务ID（DB_TRX_ID）来判断数据版本的可见性。具体判断流程如下：

判断流程

在每个事务开始时，系统会将当前所有活跃事务的信息拷贝到一个列表中，称为Read View。读取记录时，会根据记录的 TRX_ID 与 Read View 中的最大 TRX_ID 和最小 TRX_ID 进行比较，判断该记录是否对当前事务可见。

1. 如果记录的 TRX_ID 小于 Read View 中的最小 TRX_ID**********：** 说明该记录在 Read View 中的所有事务开始之前就已提交，因而对当前事务可见，可以直接返回数据。
2. 如果记录的 TRX_ID 大于 Read View 中的最大 TRX_ID**********：** 说明该记录在事务启动后被修改。此时需要根据回滚指针找到前一个版本的记录，并将其 TRX_ID 赋值给当前行，再重新进行判断。
3. 如果记录的 TRX_ID 位于 Read View 的范围内：

需要进一步判断：

• 如果 TRX_ID 在 Read View 中存在：
  • 这意味着该记录在事务启动时是活跃的，未提交。此时根据回滚指针找到前一个版本的记录，取出其 TRX_ID 进行下一轮判断。
• 如果 TRX_ID 不在 Read View 中：
  • 说明该记录在事务启动时已提交，因此对当前事务可见，可以直接返回数据。

什么是 Read View

Read View 是 MySQL InnoDB 引擎用于实现 多版本并发控制 (MVCC) 的关键机制。它在事务执行快照读时生成，确保事务能够看到一致的、稳定的数据视图。Read View 记录了事务生成快照时的系统状态，尤其是所有活跃事务的 ID 列表。通过 Read View，数据库可以确保事务只看到在其生成视图时已经提交的数据，而不受之后其他事务的影响。

当前读和快照读

当前读 (Current Read)

• 当前读需要获取记录的最新版本，并且在读操作期间可能会加锁，以防止其他事务同时修改这些记录。
• 场景：SELECT ... LOCK IN SHARE MODE, SELECT ... FOR UPDATE, UPDATE, INSERT, DELETE 等。
• 这些操作确保事务读取到的数据是最新的，并且避免其他事务在操作期间对数据进行并发修改。

快照读 (Snapshot Read)

• 快照读通常指的是不加锁的 SELECT 操作，它通过 Read View 实现，确保事务读取到的总是快照生成时的数据版本，而不是之后的修改。
• 场景：SELECT 操作，在隔离级别为读已提交 (Read Committed) 或可重复读 (Repeatable Read) 时尤其常见。
• 在隔离级别为串行化 (Serializable) 时，快照读会退化为当前读，因为此时所有操作都必须确保数据的完全一致性，避免幻读现象。

Read View 的四个字段

Read View 的四个字段决定了事务在执行快照读时哪些数据对其可见，哪些不可见。

trx_ids:

• trx_ids 是生成 Read View 时所有 活跃事务（即未提交事务）的 ID 列表。
• 这些事务的更改对当前事务不可见。换句话说，Read View 生成后，这些事务对数据库的修改数据将不被该事务看到。

low_limit_id:

• low_limit_id 是下一个将分配的事务 ID。
• 由于事务 ID 是递增的，因此 low_limit_id 标志着比该 ID 更新的事务（即后续事务）的数据对当前 Read View 不可见。

up_limit_id:

• up_limit_id 是生成 Read View 时已经提交的最小事务 ID。
• 这个 ID 之前提交的所有事务产生的数据变更对当前事务可见，这也是判断数据版本可见性的边界之一。

creator_trx_id:

• creator_trx_id 是创建 Read View 的事务 ID。
• 这个字段用于在当前事务内判断自己提交的数据版本的可见性。例如，如果在事务中执行了多次快照读，creator_trx_id 帮助确定哪些数据版本是当前事务自己生成的，并对其可见。

Read View 通过以上四个字段来管理事务快照的可见性，保证了事务在快照读时的一致性。在 MySQL 的 MVCC 实现中，这一机制非常重要，因为它确保了在高并发环境下事务隔离的实现，防止脏读、不可重复读和幻读问题的发生。

源码解读

在 MySQL 8.0 的源码中，Read View 的核心代码主要涉及 InnoDB 存储引擎的事务管理部分。它们定义了 Read View 的生成、字段初始化和可见性判断等功能。

read_view_open_now 函数

read_view_open_now 函数是用来创建一个新的 Read View。它会记录当前活跃事务，并初始化 Read View 的各个字段。

read_view_t* read_view_open_now(trx_t* trx) {
    read_view_t* view;

    view = static_cast<read_view_t*>(ut_malloc_nokey(sizeof(*view)));
    ut_a(view != NULL);

    /* 设置创建者事务 ID */
    view->creator_trx_id = trx->id;

    /* 获取当前活跃事务列表并赋值给 view */
    view->m_trx_ids = trx_sys_get_active_trx_ids();

    /* 活跃事务的数量 */
    view->trx_list_len = trx_sys->rw_trx_list_len;

    /* 设置低水位 */
    view->low_limit_no = trx_sys->rw_trx_list->start->id;

    /* 设置高水位 */
    view->up_limit_no = trx_sys->rw_trx_list->end->id;

    return(view);
}

trx_sys_get_active_trx_ids 函数

trx_sys_get_active_trx_ids 函数用于获取当前系统中所有活跃事务的 ID。这个函数返回一个包含所有未提交事务 ID 的列表，这些事务的变更对当前 Read View 不可见。

trx_id_t* trx_sys_get_active_trx_ids() {
    trx_id_t* trx_ids;

    /* 分配用于存储事务 ID 的内存空间 */
    trx_ids = static_cast<trx_id_t*>(ut_malloc_nokey(trx_sys->rw_trx_list_len * sizeof(trx_id_t)));

    /* 遍历当前活跃事务列表，存储每个事务的 ID */
    rw_trx_list_lock();

    rw_trx_t* rw_trx = trx_sys->rw_trx_list->start;

    for (size_t i = 0; i < trx_sys->rw_trx_list_len; i++, rw_trx = rw_trx->next) {
        trx_ids[i] = rw_trx->id;
    }

    rw_trx_list_unlock();

    return trx_ids;
}

read_view_sees_trx_id 函数

read_view_sees_trx_id 函数用于判断某个事务 ID 的变更是否对当前 Read View 可见。它依据 Read View 的四个字段来决定可见性。

bool read_view_sees_trx_id(read_view_t* view, trx_id_t trx_id) {
    /* 如果事务 ID 小于 up_limit_id，说明该事务在 Read View 生成之前已经提交，因此可见 */
    if (trx_id < view->up_limit_no) {
        return true;
    }

    /* 如果事务 ID 大于或等于 low_limit_id，说明该事务在 Read View 生成之后启动，因此不可见 */
    if (trx_id >= view->low_limit_no) {
        return false;
    }

    /* 如果事务 ID 在 active_trx_ids 列表中，说明它是活跃事务之一，因此不可见 */
    for (size_t i = 0; i < view->trx_list_len; i++) {
        if (view->m_trx_ids[i] == trx_id) {
            return false;
        }
    }

    /* 如果上述条件都不满足，则该事务可见 */
    return true;
}

read_view_close 函数

read_view_close 函数用于关闭并销毁一个 Read View，释放内存。

void read_view_close(read_view_t* view) {
    ut_free(view->m_trx_ids);
    ut_free(view);
}

代码逻辑总结

创建 Read View (read_view_open_now):

• 为事务生成一个新的 Read View，并初始化其所有字段，包括活跃事务列表、上下限 ID 等。

获取活跃事务 ID (trx_sys_get_active_trx_ids):

• 遍历系统中所有未提交的事务，获取它们的 ID，并将这些 ID 存储在 Read View 中。

判断事务可见性 (read_view_sees_trx_id):

• 判断某个事务 ID 是否对当前 Read View 可见。依据生成 Read View 时的系统状态（如事务 ID 上下限、活跃事务列表等）进行判断。

关闭 Read View (read_view_close):

• 释放 Read View 相关的内存，结束 Read View 的生命周期。

这些核心代码段展示了 InnoDB 是如何通过 Read View 实现快照读，确保事务隔离和一致性。

MVCC相关实现

准备测试数据

在 Navicat 中执行以下 SQL，准备一张简单的测试表：

CREATE TABLE test_mvcc (
    id INT PRIMARY KEY,
    value VARCHAR(50)
) ENGINE=InnoDB;

INSERT INTO test_mvcc (id, value) VALUES (1, 'Initial Value');

在两个会话中进行操作

在 Navicat 中打开两个查询窗口，模拟两个事务会话。

会话 1（启动事务并更新记录）：

START TRANSACTION;
UPDATE test_mvcc SET value = 'Updated Value by Session 1' WHERE id = 1;
-- 此时事务未提交，数据仅对会话 1 可见

会话 2（启动事务并查询记录）：

START TRANSACTION;
SELECT * FROM test_mvcc WHERE id = 1;
-- 此时会话 2 应该仍然看到 'Initial Value'，因为会话 1 的事务未提交

在会话 1 提交事务之前，数据对其他事务不可见。

提交事务并观察变化

会话 1 提交事务：

COMMIT;

会话 2 再次查询：

SELECT * FROM test_mvcc WHERE id = 1;
-- 现在会话 2 可以看到更新后的值 'Updated Value by Session 1'

分析可见性

可以通过这个实验观察事务之间的隔离性和记录的可见性，结合以下 MySQL 内置命令来查看更多细节：

-- 查看 InnoDB 的事务状态
SHOW ENGINE INNODB STATUS;

-- 查看当前事务的 ID 和隔离级别
SELECT @@TRANSACTION_ISOLATION, @@tx_isolation;

Navicat 可以帮助在图形界面中直观地管理和操作多个会话，但代码级别的调试，如跟踪 MySQL 源代码中具体的可见性判断过程，需要使用 GDB 等工具。

这里需要说明一点， 对于不同的事务隔离级别， 可见性的实现也不一样。

• 对于READ-COMMITTED隔离级别， 事务内的每一条查询语句都会重新创建ReadView， 这样就会产生不可重复读现象。
• 对于REPEATABLE-READ隔离级别， 事务内第一条语句执行时会创建ReadView， 在事务结束这段时间内每一次查询都不会重新创建ReadView， 从而实现了可重复读。

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参考资料： https://dev.mysql.com/blog-archive/mysql-8-0-mvcc-of-large-objects-in-innodb/

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