什么是MySQL MVCC的ReadView？_mysql readview

背景

MySQL InnoDB RR隔离级别是否能够避免幻读？

我们都知道，在MySQL InnoDB中，支持四种事物隔离级别，分别为：

1、READ UNCOMMITED（未提交读）：使用查询语句不会加锁，允许脏读，也就是可能读取到其他会话中未提交事务修改的数据。

2、READ COMMITED（提交读）：只能读取到已经提交的数据，只对记录加记录锁，而不会在记录之间加间隙锁，所以允许新的记录插入到被锁定记录的附近，所以再多次使用查询语句时，可能得到不同的结果（Non-Repeatable Read）。

3、REPEATABLE READ（可重复读）：多次读取同一范围的数据会返回第一次查询的快照，会返回相同的数据行。

4、SERIALIZABLE（串行读）：完全串行化的读，每次读都需要获得表级共享锁，读写相互都会阻塞。

其中，REPEATABLE READ(下文中简称RR) 是MySQL的默认事务隔离级别，而RR的核心实现机制，是基于MVCC(Multi-Version Concurrency Control) 机制来进行实现的。

在MVCC中，非常重要的一个实现机制则是依赖于ReadView，那么什么是MVCC的 ReadView，本篇我们就来一起探讨一下。

MySQL InnoDB MVCC机制

在前面的文章中，我们介绍过MySQL的MVCC机制，这里我们做个简单回顾。

MVCC多版本控制指的是一种提高并发的技术。

最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。

引入多版本之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了InnoDB的并发度。

InnoDB的一致性的非锁定读就是通过MVCC实现的，MySQL的大多数事务型存储引擎实现的都不是简单的行级锁。

基于提升并发性能的考虑，它们一般都同时实现了多版本并发控制（MVCC）。

MVCC的实现，是通过保存数据在某一个时间点的快照来实现的。因此每一个事务无论执行多长时间看到的数据，都是一样的。

MVCC实现细节

MVCC的核心实现主要基于两部分：多事务并发操作数据与一致性读实现。

多事务并发操作数据

多事务并发操作数据核心基于Undo log进行实现，Undo log可以用来做事务的回滚操作，保证事务的原子性。

同时可以用来构建数据修改之前的版本，支持多版本读。

InnoDB中，每一行记录都有两个隐藏列：DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR。(若没有主键，则还有一个隐藏主键)

• DATA_TRX_ID：记录最近更新这条记录的事务ID(6字节)
• DATA_ROLL_PTR：指向该行回滚段的指针，通过指针找到之前版本，通过链表形式组织(7字节)
• DB_ROW_ID：行标识（隐藏单增ID），没有主键时主动生成(6字节)

当存在多个事务进行并发操作数据时，不同事务对同一行的更新操作产生多个版本，通过回滚指针将这些版本链接成一条Undo Log链。

操作过程如下：

• 1、将待操作的行加排他锁。

• 2、将该行原本的值拷贝到Undo Log中，DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR保持不变。（形成历史版本）

• 3、修改该行的值，更新该行的DATA_TRX_ID为当前操作事务的事务ID，将DATA_ROLL_PTR指向第二步拷贝到Undo Log链中的旧版本记录。（通过DB_ROLL_PTR可以找到历史记录）

• 4、记录Redo Log，包括Undo Log中的修改。

• INSERT操作：产生新的记录，其DATA_TRX_ID为当前插入记录的事务ID。

• DELETE操作：软删除，将DATA_TRX_ID记录下删除该记录的事务ID，真正删除操作在事务提交时完成。

一致性读实现

在InnoDB中，对于不同的事务隔离级别，一致性读实现均不相同，具体如下：

• READ UNCOMMITED隔离级别：直接读取版本的最新记录。
• SERIALIZABLE隔离级别：通过加锁互斥访问数据实现。
• READ COMMITED和REPEATABLE READ隔离级别：使用版本链实现。(ReadView，可读性视图)

对于RC与RR隔离级别，实现一致性读都是通过ReadView，也就是今天的重点，什么是ReadView？

MVCC ReadView

ReadView是事务开启时，当前所有活跃事务（还未提交的事务）的一个集合，ReadView数据结构决定了不同事务隔离级别下，数据的可见性。

MySQL官方文档说明：

Read view lists the trx ids of those transactions for which a consistent read should not see the modifications to the database.

ReadView的数据结构如下示例：

ReadView的组成：

up_limit_id：
The read should see all trx ids which are strictly smaller (<) than this value.
In other words, this is the low water mark".

low_limit_id：
The read should not see any transaction with trx id >= this value.
In other words, this is the “high water mark”.

m_ids：
Set of RW transactions that was active when this snapshot was taken.

• up_limit_id：最先开始的事务，该SQL启动时，当前事务链表中最小的事务id编号，也就是当前系统中创建最早但还未提交的事务
• low_limit_id：最后开始的事务，该SQL启动时，当前事务链表中最大的事务id编号，也就是最近创建的除自身以外最大事务编号
• m_ids：当前活跃事务ID列表，所有事务链表中事务的id集合

注：ID越小，事务开始的越早；ID越大，事务开始的越晚

OK，ReadVeiw核心数据结构如上所示，我们来解读一下两个核心字段low_limit_id与up_limit_id。


首先需要明确两个重点概念（敲黑板！！！）：

• 1、下面所说的db_trx_id，是来自于数据行中的db_trx_id字段，并非开启了一个事务分配的ID，分配的事务ID只有操作了数据行，才会更新数据行中的db_trx_id字段
• 2、ReadView是与SQL绑定的，而并不是事务，所以即使在同一个事务中，每次SQL启动时构造的ReadView的up_trx_id和low_trx_id也都是不一样的
  
  

up_limit_id表示“低水位”，即当时活跃事务列表的最小事务id（最早创建的事务），如果读取出来的数据行上的的db_trx_id小于up_limit_id，则说明这条记录的最后修改在ReadView创建之前，因此这条记录可以被看见。

if (trx_id < view->up_limit_id) {
	return(TRUE);
}
1
2
3

low_limit_id表示“高水位”，即当前活跃事务的最大id（最晚创建的事务），如果读取出来的数据行上的的db_trx_id大于low_limit_id，则说明这条记录的最后修改在ReadView创建之后，因此这条记录肯定不可以被看见。

if (trx_id > view->low_limit_id) {
	return(FALSE);
}
1
2
3

如果读取出来的数据行上的的db_trx_id在low_limit_id和up_limit_id之间，则查找该数据上的db_trx_id是否在ReadView的m_ids列表中：

• 如果存在，则表示这条记录的最后修改是在ReadView创建之时，被另外一个活跃事务所修改，所以这条记录也不可以被看见。
• 如果不存在，则表示这条记录的最后修改在ReadView创建之前，所以可以看到。

这里非常的绕，如果没看懂，请您多读几遍，仔细理解一下这个过程。

不同的事务隔离级别下，生成ReadView的时机则各不相同，下面我们分别来看看一下RR与RC的ReadView。

REPEATABLE READ下的ReadView生成

每个事务首次执行SELECT语句时，会将当前系统所有活跃事务拷贝到一个列表中生成ReadView。

每个事务后续的SELECT操作复用其之前生成的ReadView。

UPDATE,DELETE,INSERT对一致性读snapshot无影响。

示例：事务A，B同时操作同一行数据

• 若事务A的第一个SELECT在事务B提交之前进行，则即使事务B修改记录后先于事务A进行提交，事务A后续的SELECT操作也无法读到事务B修改后的数据。
• 若事务A的第一个SELECT在事务B修改数据并提交事务之后，则事务A能读到事务B的修改。

针对RR隔离级别，在第一次创建ReadView后，这个ReadView就会一直持续到事务结束，也就是说在事务执行过程中，数据的可见性不会变，所以在事务内部不会出现不一致的情况。

READ COMMITED下的ReadView生成

每次SELECT执行，都会重新将当前系统中的所有活跃事务拷贝到一个列表中生成ReadView。

针对RC隔离级别，事务中的每个查询语句都单独构建一个ReadView，所以如果两个查询之间有事务提交了，两个查询读出来的结果就不一样。

总结一下：
RC的本质：每一条SELECT都可以看到其他已经提交的事务对数据的修改，只要事务提交，其结果都可见，与事务开始的先后顺序无关。
RR的本质：第一条SELECT生成ReadView前，已经提交的事务的修改可见。

从这里可以看出，在InnoDB中，RR隔离级别的效率是比RC隔离级别的高。

此外，针对RU隔离级别，由于不会去检查可见性，所以在一条SQL中也会读到不一致的数据。

针对串行化隔离级别，InnoDB是通过锁机制来实现的，而不是通过多版本控制的机制，所以性能很差。

结语

本篇，我们了解了InnoDB中的MVCC的实现机制，这里来总结一下：

• MVCC的核心实现主要基于两部分：多事务并发操作数据与一致性读实现
• 多事务并发操作数据核心基于Undo Log进行实现
• 一致性读实现核心基于ReadView进行实现

关于MVCC的实现，还是极为复杂的，本文仅谈了一点皮毛，如果您对更多的核心细节感兴趣，还是建议阅读官方文档或其他权威资料，感谢您的阅读。

本篇参考：
ReadView Class Reference
MySQL · 引擎特性 · InnoDB 事务系统
MySQL InnoDB MVCC实现
MySQL中的MVCC