目录
- 二、mvcc(多版本并发控制机制)
- 2.1、repeatable read
- 2.2、read commit
- 2.3、mvcc的优势
- 三、mvcc(实现机制)
- 四、mvcc和锁的同时作用导致的一些现象
一、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。
(注:本文的mysql采用的是mysql-5.6.35版本)
二、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。
2.1、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。
2.2、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：
2.3、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。
三、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)。
3.1、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:
handle_one_connection mysql的网络模型是one request one thread
|-do_handle_one_connection
|-do_command
|-dispatch_command
|-mysql_parse 解析sql
|-mysql_execute_command
|-execute_sqlcom_select 执行select语句
|-handle_select
…一堆parse join 等的操作，当前并不关心
|-*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:
read_record
|-rr_sequential
|-ha_rnd_next
|-ha_innobase::rnd_next 这边就已经到了innodb引擎了
|-general_fetch
|-row_search_for_mysql
|-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:
bool lock_clust_rec_cons_read_sees(const rec_t* rec /*由innodb扫描出来的一行*/,....){
...
// 从当前扫描的行中获取其最后修改的版本trx_id(事务id)
trx_id = row_get_rec_trx_id(rec, index, offsets);
// 通过参数(一致性快照视图和事务id)决定看到的行快照
return(read_view_sees_trx_id(view, trx_id));
}
3.2、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:
struct read_view_t{
// 由于是逆序排列，所以low/up有所颠倒
// 能看到当前行版本的高水位标识,>= low_limit_id皆不能看见
trx_id_t low_limit_id;
// 能看到当前行版本的低水位标识,< up_limit_id皆能看见
trx_id_t up_limit_id;
// 当前活跃事务(即未提交的事务)的数量
ulint n_trx_ids;
// 以逆序排列的当前获取活跃事务id的数组
// 其up_limit_id<tx_id<low_limit_id
trx_id_t* trx_ids;
// 创建当前视图的事务id
trx_id_t creator_trx_id;
// 事务系统中的一致性视图链表
ut_list_node_t(read_view_t) view_list;
};
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:
rr_sequential
|-ha_rnd_next
|-rnd_next
|-index_first 在start_of_scan为true时候走当前分支index_first
|-index_read
|-row_search_for_mysql
|-trx_assign_read_view
我们看下row_search_for_mysql里的一个分支:
row_search_for_mysql:
// 这边只有select不加锁模式的时候才会创建一致性视图
else if (prebuilt->select_lock_type == lock_none) { // 创建一致性视图
trx_assign_read_view(trx);
prebuilt->sql_stat_start = false;
}
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:
trx_assign_read_view
|-read_view_open_now
|-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:
static read_view_t* read_view_open_now_low(trx_id_t cr_trx_id,mem_heap_t* heap)
{
read_view_t* view;
// 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
view->low_limit_no = trx_sys->max_trx_id;
view->low_limit_id = view->low_limit_no;
// 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
// trx->id != m_view->creator_trx_id&& !trx_state_eq(trx, trx_state_committed_in_memory)的
// 才加入当前视图列表
ut_list_map(trx_sys->rw_trx_list, &trx_t::trx_list, createview(view));
if (view->n_trx_ids > 0) {
// 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
view->up_limit_id = view->trx_ids[view->n_trx_ids - 1];
} else {
// 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
view->up_limit_id = view->low_limit_id;
}
// 忽略purge事务，purge时，当前事务id是0
if (cr_trx_id > 0) {
read_view_add(view);
}
// 返回一致性视图
return(view);
}
3.3、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:
/*********************************************************************//**
checks if a read view sees the specified transaction.
@return true if sees */
univ_inline
bool
read_view_sees_trx_id(
/*==================*/
const read_view_t* view, /*!< in: read view */
trx_id_t trx_id) /*!< in: trx id */
{
if (trx_id < view->up_limit_id) {
return(true);
} else if (trx_id >= view->low_limit_id) {
return(false);
} else {
ulint lower = 0;
ulint upper = view->n_trx_ids - 1;
ut_a(view->n_trx_ids > 0);
do {
ulint mid = (lower + upper) >> 1;
trx_id_t mid_id = view->trx_ids[mid];
if (mid_id == trx_id) {
return(false);
} else if (mid_id < trx_id) {
if (mid > 0) {
upper = mid - 1;
} else {
break;
}
} else {
lower = mid + 1;
}
} while (lower <= upper);
}
return(true);
}
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:
if (univ_likely(srv_force_recovery < 5)
&& !lock_clust_rec_cons_read_sees(
rec, index, offsets, trx->read_view)){
// 当前处理的是当前版本不可见的情况
// 通过undolog来返回到一致的可见版本
err = row_sel_build_prev_vers_for_mysql(
trx->read_view, clust_index,
prebuilt, rec, &offsets, &heap,
&old_vers, &mtr);
} else{
// 可见，然后返回
}
3.4、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:
row_sel_build_prev_vers_for_mysql
|-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:
dberr_t row_vers_build_for_consistent_read(...)
{
......
for(;;){
err = trx_undo_prev_version_build(rec, mtr,version,index,*offsets, heap,&prev_version);
......
trx_id = row_get_rec_trx_id(prev_version, index, *offsets);
// 如果当前row版本符合一致性视图，则返回
if (read_view_sees_trx_id(view, trx_id)) {
......
break;
}
// 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)
version = prev_version;
}
......
}
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。
3.5、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
// 只有非锁模式的select才创建一致性视图
else if (prebuilt->select_lock_type == lock_none) { // 创建一致性视图
trx_assign_read_view(trx);
prebuilt->sql_stat_start = false;
}
trx_assign_read_view中由这么一段代码
// 一致性视图在一个事务只创建一次
if (!trx->read_view) {
trx->read_view = read_view_open_now(
trx->id, trx->global_read_view_heap);
trx->global_read_view = trx->read_view;
}
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。
四、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:
五、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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