mysql mvcc 原理详解

前言

很多人在谈起mysql事务的时候都能很快的答出mysql的几种事务隔离级别，以及在各自隔离级别下产生的问题，但是一旦谈到为什么会产生这样的结果时会觉得难以回答，说到底，还是对底层的原理未做深入的探究，本篇将从较为底层的原理层面来聊聊关于mysql的mvcc原理，了解并掌握了mvcc原理，也就能真正回答这些问题了。

一、mysql 数据写入磁盘流程

在了解mvcc原理之前，先来看下面这种图，这是一张关于客户端发起一条update 数据的语句时，mysql 的innodb引擎所作的一些列操作过程（可按照前面的序列号）；

从这张图，我们提取如下关键信息：

• update 语句到达mysql的innodb引擎之后，并不是直接操作磁盘进行数据修改，而是先将磁盘数据load到buffer pool（如果没有的话）；
• buffer poo中update完成之后，并不是立即刷到磁盘，还需要将数据写到 undolog和redolog；
• undolog记录了数据修改前的记录，redolog记录的是事务提交时数据页的物理修改；
• 提交事务时，数据刷写到磁盘，同时把所有修改信息都存到该日志文件（redolog）, 用于在刷新脏页到磁盘,发生错误时, 进行数据恢复使用；
• 数据确认落盘成功后，redolog就没有作用了，innodb将会自动清理redolog；

从上面的分析中，可以看出，redolog文件在整个执行过程中起到了非常重要的作用，有必要对该文件做一些深入的了解和学习；

二、redo log

又叫重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理修改，用来实现事务的持久性

**redo log **日志文件由两部分组成：

• 重做日志缓冲（redo log buffer），保存在内存中，容易丢失，对应于mysql配置文件参数为：innodb_log_buffer_size，redo log buffer 大小，默认 16M ，最大值是4096M，最小值为1M，可以通过命令：show variables like '%innodb_log_buffer_size%' 进行查看；
• 以及重做日志文件（redo logfile）,保存在磁盘中，是持久的；

**1、redolog ****的整体流程 **

仍然以上面流程图中的更新一条数据的事务过程分析，来看redolog的整体流转过程

具体步骤如下：

• 将原始数据从磁盘中load到内存，修改数据的内存拷贝（buffer pool）；
• 生成一条重做日志，并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值；
• 事务commit时，将redo log buffer中的内容刷新到 redo log file，对 redo log file采用追加 写的方式；
• 定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中；

2、为什么需要 redo log

在InnoDB引擎中的内存结构中，主要内存区域就是缓冲池，在缓冲池中缓存了很多的数据页（磁盘中读取mysql数据时一般以数据页为单位进行加载）；

在一个事务执行中，比如执行多个增删改的操作时，InnoDB引擎会先操作缓冲池中的数据，如果

缓冲区没有对应的数据，再通过后台线程将磁盘中数据load出来，放到缓冲区，然后修改缓冲池中 的数据，修改后的数据页我们称为脏页；

而脏页则会在一定的时机，通过后台线程刷新到磁盘中，从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。

但是缓冲区脏页数据并不是实时刷新的，而是隔一段时间后才将缓冲区的数据刷到磁盘中。

假如刷新到磁盘的过程出错了，而提示给用户事务提交成功，而数据却 没有持久化下来，这就出现问题了，没有保证事务的持久性。

有了redolog之后，当对缓冲区的数据进行增删改之后，会首先将操作的数据页的变化，记录在redo log buffer中。在事务提交时，会将redo log buffer中的数据刷新到redo log磁盘文件中。

过一段时间后，如果刷新缓冲区的脏页到磁盘时，发生错误，此时就可以借助于redo log进行数据 恢复，这样就保证了事务的持久性。 而如果脏页成功刷新到磁盘 或 或者涉及到的数据已经落盘，此 时redolog就没有作用了，就可以删除了，所以存在的两个redolog文件是循环写的。

说到这里就有伙伴要问，为什么每一次提交事务，要刷新redo log 到磁盘中呢，而不是直接将buffer pool中的脏页刷新 到磁盘呢？

因为客户端与mysql进行数据交互（IO）过程中，们操作数据一般都是随机读写磁盘的（随机读写比较慢），而不是顺序读写磁盘（顺序读写块）。 而redo log在 往磁盘文件中写入数据，由于是日志文件，所以都是顺序写的。顺序写的效率，要远大于随机写。 这 种先写日志的方式，也称之为 WAL（Write-Ahead Logging）。

三、undo log

undo log 也成为回滚日志，用于记录数据被修改前的信息 , 作用包含两个 : 提供回滚(保证事务的原子性) 和 MVCC(多版本并发控制) 。

举例来说，本次使用update语句修改了一条id为1的数据，如果事务提交失败，那么就需要回滚数据，mysql引擎怎么知道回滚到哪里呢？那就要借助undo log了，undolog中记录了修改之前的数据，所以就可以用于事务回滚。

1、undo log 特点

• undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志；
• 当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert记录，反之亦然，当update一条记录时，它记录一条对应相反的 update记录；
• 执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚；

**2、undo log **类型

在InnoDB存储引擎中，undo log分为：

• insert undo log；
• update undo log；

3、undo log 生成过程

从文章开头的流程图中再简单抽象出下面的简化执行步骤

在开启一个事务对一条数据记录进行update的时候，对于这条数据行来说，其底层存储的结构大概长下面这样；

在这行记录中，对应着两个隐藏字段，事务ID和回滚指针，当执行一条insert语句时，

begin;

insert into user (name) values("tom");

对于 undolog 来说，记录的数据状态将会呈现如下效果，可以看到，在这条记录中，回滚指针指向了一条数据激励，记录了这条数据的源信息，通过一个undo no标识；

执行update的时候，数据行记录变更，同时在redo log 回滚指针链上将增加一条记录，并连接上一条记录；

继续执行一个update语句：

UPDATE user SET name='jike' WHERE id=1;

4、undo log 回滚过程

如果事务回滚，执行rollback，对应的流程如下：

• 通过undo no=3的日志把name='jike'的数据删除；
• 通过undo no=2的日志把id=1的数据的deletemark还原成0；
• 通过undo no=1的日志把id=1的数据的name还原成Tom；
• 通过undo no=0的日志把id=1的数据删除;

5、undo log的删除

undo log的删除分成2种

• 针对于insert undo log，因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见。故该undo log可以在事务提交后直接删除，不需要进行purge操作；
• 针对于update undo log，该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除；

四、mvcc

1、什么是****MVCC

全称：多版本并发控制，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。通过这项技术，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数据行，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。

2、MVCC组成

mvcc的实现主要依赖下面的3个主要逻辑实现，分别是：

• 隐藏字段，在上文中有所交待，每个数据行都会存在一个隐藏字段；
• undolog版本链，上文有所交待，记录了回滚数据行的数据；
• ReadView（读视图）是快照读SQL执行时MVCC提取数据的依据，记录并维护系统当前活跃的事务（未提交的）id，可能是一个数组；

3、快照读与当前读

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，这样即使有读写冲突时，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。

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；比如这样：

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。

**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

五、mvcc操作演示

来看下面这一些列的事务操作过程，如下是一组操作同一条数据的记录的多个事务，从事务2 ~ 事务5，分别对应不同的操作何阶段；

从上文我们对undolog的了解，每次修改一条数据时，会在undolog 回滚链中增加一条记录，用于后续做数据回滚；

具体步骤如下：

比如当事务2执行第一条修改语句时，会记录一条undo log日志，记录了当前数据变更之前的样子; 然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本；

当事务3执行第一条修改语句时，也会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 然后更新记

录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本；

当事务4执行第一条修改语句时，也会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 然后更新记

录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本；

通过上面一些列的操作，最终会发现，不同事务或相同事务对同一条记录进行修改，会导致该记录的undolog生成一条 记录版本链表，链表的头部是最新的旧记录，链表尾部是最早的旧记录。

有了上面的redo log 的回链，最终是怎么确定某个事务读取的数据是长什么样子呢？接下来 readview就派上用场了；

ReadView（读视图）是 快照读 SQL执行时MVCC提取数据的依据，记录并维护系统当前活跃的事务 （未提交的）id；

**ReadView中包含了四个核心字段： **

字段

**含义 **

m_ids

当前活跃事务ID集合

min_trx_id

最小活跃事务ID

max_trx_id

预分配事务ID，当前最大事务ID+1（因为事务ID是自增的）

creator_trx_id

ReadView创建者事务ID

而在readview中就规定了版本链数据的访问规则，

trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID

完整的匹配规则如下：

条件

是否可以访问

说明

trx_id ==

creator_trx_id

可以访问该版本

成立，说明数据是当前这个事

务更改的

trx_id < min_trx_id

可以访问该版本

成立，说明数据已经提交了

trx_id > max_trx_id

不可以访问该版本

成立，说明该事务是在

ReadView生成后才开启

min_trx_id <= trx_id

<= max_trx_id

如果trx_id不在m_ids中，

是可以访问该版本的

成立，说明数据已经提交

不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：

• READ COMMITTED （读已提交）：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView；
• REPEATABLE READ（可重复读）：仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView；

也就是说，在利用mvcc的多版本并发控制时，只需要关注这两种事务隔离级别就行了，接下来，以上午的excel中展示的几个事务为例，对照这两种类型的事务隔离级别进行说明；

1、READ COMMITTED 隔离级别

以事务5为例进行说明，两次快照读读取数据时，是如何获取数据的?

在事务5中，查询了两次id为30的记录，由于隔离级别为Read Committed，所以每一次进行快照读

都会生成一个ReadView，那么两次生成的ReadView如下

那么这两次快照读在获取数据时，就需根据所生成的ReadView以及ReadView的版本链访问规则， 到undolog版本链中匹配数据，最终决定此次快照读返回的数据；

先来看第一次快照读具体的读取过程

对应的undo log 版本链如下

在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：

1）先匹配下面这条记录，这条记录对应的trx_id为4，也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ， 都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条；

2）
再匹配第二条记录，这条记录对应的trx_id为3，也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条；

3）再匹配第三条记录，这条记 录对应的trx_id为2，也就是将2带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 终止匹配，此次快照 读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据；

**再来看第二次快照读具体的读取过程: **

对应的undolog 版本链如下：

在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：

1）先匹配这条记录，这条记录对应的 trx_id为4，也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ， 都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条；

2）再匹配第二条，这条记录对应的trx_id为3，也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 。终止匹配，此次快照读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据；

2、REPEATABLE READ 隔离级别

在这种隔离级别下，仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续继续复用该ReadView。 而可重复读在一个事务中，执行两次相同的select语句，查询到的结果是一样的；

那MySQL是如何做到可重复读的呢? 按照上面的过程做一下类似的分析

可以看到，在可重复读这种事务隔离级别下，只在事务中第一次快照读时生成ReadView，后续都复用该 ReadView。既然ReadView都一样， ReadView版本链匹配规则也一样， 最终快照读返 回的结果也是一样的了。

总结

• MVCC实现原理是通过 InnoDB表的隐藏字段、UndoLog 版本链、ReadView来实现的；
• MVCC + 锁，则实现了事务的隔离性；
• 一致性则是由redolog 与 undolog保证；