MySQL多版本并发控制机制(MVCC)-源码浅析

前言

作为一个数据库爱好者，自己动手写过简单的SQL解析器以及存储引擎，但感觉还是不够过瘾。<<事务处理-概念与技术>>诚然讲的非常透彻，但只能提纲挈领，不能让你玩转某个真正的数据库。感谢cmake,能够让我在mac上用xcode去debug MySQL,从而能去领略它的各种实现细节。
笔者一直对数据库的隔离性很好奇，此篇博客就是我debug MySQL过程中的偶有所得。
(注:本文的MySQL采用的是MySQL-5.6.35版本)

MVCC(多版本并发控制机制)

隔离性也可以被称作并发控制、可串行化等。谈到并发控制首先想到的就是锁，MySQL通过使用两阶段锁的方式实现了更新的可串行化，同时为了加速查询性能，采用了MVCC(Multi Version Concurrency Control)的机制，使得不用锁也可以获取一致性的版本。

Repeatable Read

MySQL的通过MVCC以及(Next-Key Lock)实现了可重复读(Repeatable Read),其思想(MVCC)就是记录数据的版本变迁，通过精巧的选择不同数据的版本从而能够对用户呈现一致的结果。如下图所示:

上图中，(A=50|B=50)的初始版本为1。
1.事务t1在select A时候看到的版本为1，即A=50
2.事务t2对A和B的修改将版本升级为2,即A=0,B=100
3.事务t1再此select B的时候看到的版本还是1, 即B=50
这样就隔离了版本的影响，A+B始终为100。

Read Commit

而如果不通过版本控制机制，而是读到最近提交的结果的话，则隔离级别是read commit,如下图所示:

在这种情况下，就需要使用锁机制(例如select for update)将此A,B记录锁住，从而获得正确的一致结果,如下图所示：

MVCC的优势

当我们要对一些数据做一些只读操作来检查一致性，例如检查账务是否对齐的操作时候，并不希望加上对性能损耗很大的锁。这时候MVCC的一致性版本就有很大的优势了。

MVCC(实现机制)

本节就开始谈谈MVCC的实现机制,注意MVCC仅仅在纯select时有效(不包括select for update,lock in share mode等加锁操作,以及update\insert等)。

select运行栈

首先我们追踪一下一条普通的查询sql在mysql源码中的运行过程,sql为(select * from test);
其运行栈为:

1handle_one_connection  MySQL的网络模型是one request one thread
2 |-do_handle_one_connection
3	|-do_command
4		|-dispatch_command
5			|-mysql_parse	解析SQL
6				|-mysql_execute_command
7					|-execute_sqlcom_select	执行select语句
8						|-handle_select
9							...一堆parse join 等的操作，当前并不关心
10							|-*tab->read_record.read_record 读取记录

由于mysql默认隔离级别是repeatable_read(RR),所以read_record重载为 rr_sequential(当前我们并不关心select通过index扫描出row之后再通过condition过滤的过程)。继续追踪:

1read_record
2 |-rr_sequential
3	|-ha_rnd_next
4		|-ha_innobase::rnd_next 这边就已经到了innodb引擎了
5			|-general_fetch
6				|-row_search_for_mysql
7					|-lock_clust_rec_cons_read_sees 这边就是判断并选择版本的地方

让我们看下该函数内部:

1bool lock_clust_rec_cons_read_sees(const rec_t* rec /*由innodb扫描出来的一行*/,....){
2	...
3	// 从当前扫描的行中获取其最后修改的版本trx_id(事务id)
4	trx_id = row_get_rec_trx_id(rec, index, offsets);
5	// 通过参数(一致性快照视图和事务id)决定看到的行快照
6	return(read_view_sees_trx_id(view, trx_id));
7}

read_view的创建过程

我们先关注一致性视图的创建过程,我们先看下read_view结构:

1struct read_view_t{
2	// 由于是逆序排列，所以low/up有所颠倒
3	// 能看到当前行版本的高水位标识,>= low_limit_id皆不能看见
4	trx_id_t	low_limit_id;
5	// 能看到当前行版本的低水位标识,< up_limit_id皆能看见
6	trx_id_t	up_limit_id;
7	// 当前活跃事务(即未提交的事务)的数量
8	ulint		n_trx_ids;
9	// 以逆序排列的当前获取活跃事务id的数组
10	// 其up_limit_id<tx_id<low_limit_id
11	trx_id_t*	trx_ids;	
12	// 创建当前视图的事务id
13	trx_id_t	creator_trx_id;
14	// 事务系统中的一致性视图链表
15	UT_LIST_NODE_T(read_view_t) view_list;
16};

然后通过debug，发现创建read_view结构也是在上述的rr_sequential中操作的，继续跟踪调用栈:

1rr_sequential
2 |-ha_rnd_next
3 	|-rnd_next
4 		|-index_first 在start_of_scan为true时候走当前分支index_first
5 			|-index_read
6 				|-row_search_for_mysql
7 					|-trx_assign_read_view

我们看下row_search_for_mysql里的一个分支:

1row_search_for_mysql:
2// 这边只有select不加锁模式的时候才会创建一致性视图
3else if (prebuilt->select_lock_type == LOCK_NONE) {		// 创建一致性视图
4		trx_assign_read_view(trx);
5		prebuilt->sql_stat_start = FALSE;
6}

上面的注释就是select for update(in share model)不会走MVCC的原因。让我们进一步分析trx_assign_read_view函数:

1trx_assign_read_view
2 |-read_view_open_now
3 	|-read_view_open_now_low

好了，终于到了创建read_view的主要阶段,主要过程如下图所示:

代码过程为:

1static read_view_t* read_view_open_now_low(trx_id_t	cr_trx_id,mem_heap_t*	heap)
2{
3	read_view_t*	view;
4	// 当前事务系统中max_trx_id(即尚未被分配的trx_id)设置为low_limit_no
5	view->low_limit_no = trx_sys->max_trx_id;
6	view->low_limit_id = view->low_limit_no;
7	// CreateView构造函数，会将非当前事务和已经在内存中提交的事务给剔除，即判断条件为
8	// trx->id != m_view->creator_trx_id&& !trx_state_eq(trx, TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY)的
9	// 才加入当前视图列表
10	ut_list_map(trx_sys->rw_trx_list, &trx_t::trx_list, CreateView(view));
11	if (view->n_trx_ids > 0) {
12		// 将当前事务系统中的最小id设置为up_limit_id,因为是逆序排列
13		view->up_limit_id = view->trx_ids[view->n_trx_ids - 1];
14	} else {
15		// 如果当前没有非当前事务之外的活跃事务，则设置为low_limit_id
16		view->up_limit_id = view->low_limit_id;
17	}
18	// 忽略purge事务，purge时，当前事务id是0
19	if (cr_trx_id > 0) {
20		read_view_add(view);
21	}
22	// 返回一致性视图
23	return(view);
24}

行版本可见性:

由上面的lock_clust_rec_cons_read_sees可知,行版本可见性由read_view_sees_trx_id函数判断:

1/*********************************************************************//**
2Checks if a read view sees the specified transaction.
3@return	true if sees */
4UNIV_INLINE
5bool
6read_view_sees_trx_id(
7/*==================*/
8	const read_view_t*	view,	/*!< in: read view */
9	trx_id_t		trx_id)	/*!< in: trx id */
10{
11	if (trx_id < view->up_limit_id) {
12
13		return(true);
14	} else if (trx_id >= view->low_limit_id) {
15
16		return(false);
17	} else {
18		ulint	lower = 0;
19		ulint	upper = view->n_trx_ids - 1;
20
21		ut_a(view->n_trx_ids > 0);
22
23		do {
24			ulint		mid	= (lower + upper) >> 1;
25			trx_id_t	mid_id	= view->trx_ids[mid];
26
27			if (mid_id == trx_id) {
28				return(FALSE);
29			} else if (mid_id < trx_id) {
30				if (mid > 0) {
31					upper = mid - 1;
32				} else {
33					break;
34				}
35			} else {
36				lower = mid + 1;
37			}
38		} while (lower <= upper);
39	}
40
41	return(true);
42}

其实上述函数就是一个二分法，read_view其实保存的是当前活跃事务的所有事务id,如果当前行版本对应修改的事务id不在当前活跃事务里面的话，就返回true,表示当前版本可见，否则就是不可见,如下图所示。

接上述lock_clust_rec_cons_read_sees的返回:

1if (UNIV_LIKELY(srv_force_recovery < 5)
2			    && !lock_clust_rec_cons_read_sees(
3				    rec, index, offsets, trx->read_view)){
4	// 当前处理的是当前版本不可见的情况
5	// 通过undolog来返回到一致的可见版本
6	err = row_sel_build_prev_vers_for_mysql(
7					trx->read_view, clust_index,
8					prebuilt, rec, &offsets, &heap,
9					&old_vers, &mtr);			    
10} else{
11	// 可见，然后返回
12}

undolog搜索可见版本的过程

我们现在考察一下row_sel_build_prev_vers_for_mysql函数:

1row_sel_build_prev_vers_for_mysql
2 |-row_vers_build_for_consistent_read

主要是调用了row_ver_build_for_consistent_read方法返回可见版本:

1dberr_t row_vers_build_for_consistent_read(...)
2{
3	......
4	for(;;){
5		err = trx_undo_prev_version_build(rec, mtr,version,index,*offsets, heap,&prev_version);
6		......
7		trx_id = row_get_rec_trx_id(prev_version, index, *offsets);
8		// 如果当前row版本符合一致性视图，则返回
9		if (read_view_sees_trx_id(view, trx_id)) {
10			......
11			break;
12		}
13		// 如果当前row版本不符合，则继续回溯上一个版本(回到for循环的地方)
14		version = prev_version;
15	}
16	......
17}

整个过程如下图所示:

至于undolog怎么恢复出对应版本的row记录就又是一个复杂的过程了，由于篇幅原因，在此略过不表。

read_view创建时机再讨论

在创建一致性视图的row_search_for_mysql的代码中

1// 只有非锁模式的select才创建一致性视图
2else if (prebuilt->select_lock_type == LOCK_NONE) {		// 创建一致性视图
3		trx_assign_read_view(trx);
4		prebuilt->sql_stat_start = FALSE;
5}

trx_assign_read_view中由这么一段代码

1// 一致性视图在一个事务只创建一次
2if (!trx->read_view) {
3		trx->read_view = read_view_open_now(
4			trx->id, trx->global_read_view_heap);
5		trx->global_read_view = trx->read_view;
6	}
7

所以综合这两段代码，即在一个事务中，只有第一次运行select(不加锁)的时候才会创建一致性视图,如下图所示:
笔者构造了此种场景模拟过，确实如此。

MVCC和锁的同时作用导致的一些现象

MySQL是通过MVCC和二阶段锁(2PL)来兼顾性能和一致性的，但是由于MySQL仅仅在select时候才创建一致性视图，而在update等加锁操作的时候并不做如此操作，所以就会产生一些诡异的现象。如下图所示:

如果理解了update不走一致性视图(read_view)，而select走一致性视图(read_view)，就可以很好解释这个现象。如下图所示:

总结

MySQL为了兼顾性能和ACID使用了大量复杂的机制，2PL(两阶段锁)和MVCC就是其实现的典型。幸好可以通过xcode等IDE进行方便的debug，这样就可以非常精确加便捷的追踪其各种机制的实现。希望这篇文章能够帮助到喜欢研究MySQL源码的读者们。

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原文链接

https://my.oschina.net/alchemystar/blog/1927425

MySQL多版本并发控制机制(MVCC)