RR是如何实现的？

参考解析

题目来源：滴滴

答案：

  1. MVCC

MVCC 的英文全称是 Multiversion Concurrency Control ，中文意思是多版本并发控制技术。原理是，通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制，简单来说就是保存数据的历史版本。可以通过比较版本号决定数据是否显示出来。读取数据的时候不需要加锁可以保证事务的隔离效果。

MVCC是如何实现的？

我们需要先了解两个知识：

  • Read View 中四个字段作用；

  • 聚簇索引记录中两个跟事务有关的隐藏列；

隐藏列

InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。每个版本之间可以用回滚指针相连接。

178.RR是如何实现的？ - 图1

对于使用 InnoDB 存储引擎的数据库表，它的聚簇索引记录中都包含下面两个隐藏列：

  • trx_id，当一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，就会把该事务的事务 id 记录在 trx_id 隐藏列里；
  • roll_pointer，每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧版本的记录写入到 undo 日志中，然后这个隐藏列是个指针，指向每一个旧版本记录，于是就可以通过它找到修改前的记录。

178.RR是如何实现的？ - 图2

Read View

Read View 是事务开启时生成的一组视图数据，其中有四个重要的字段：

  • m_ids ：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中**「活跃事务」的事务 id 列表**，注意是一个列表，“活跃事务”指的就是，启动了但还没提交的事务。
  • min_trx_id ：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中**「活跃事务」中事务 id 最小的事务**，也就是 m_ids 的最小值。
  • max_trx_id ：这个并不是 m_ids 的最大值，而是创建 Read View 时当前数据库中应该给下一个事务的 id 值，也就是全局最大事务 id + 1；
  • creator_trx_id ：指的是创建该 Read View 的事务的事务 id。

178.RR是如何实现的？ - 图3

在创建 Read View 后，我们可以将记录中的 trx_id 划分这三种情况：

一个事务去访问记录的时候，除了自己的更新记录总是可见之外，还有这几种情况：

  • 如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的 min_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 前已经提交的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务可见。

  • 如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的 max_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 后才启动的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务不可见。

  • 如果记录的 trx_id 值在 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中：

    • 如果记录的 trx_id 在 m_ids 列表中，表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着（还没提交事务），所以该版本的记录对当前事务不可见。

    • 如果记录的 trx_id 不在 m_ids 列表中，表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交，所以该版本的记录对当前事务可见。

这种通过「版本链」来控制并发事务访问同一个记录时的行为就叫 MVCC（多版本并发控制）。

  1. 可重复读RR是如何实现的？

可重复读隔离级别是启动事务时生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View。

假设事务 A （事务 id 为51）启动后，紧接着事务 B （事务 id 为52）也启动了，那这两个事务创建的 Read View 如下：

178.RR是如何实现的？ - 图4

事务 A 和 事务 B 的 Read View 具体内容如下：

  • 在事务 A 的 Read View 中，它的事务 id 是 51，由于它是第一个启动的事务，所以此时活跃事务的事务 id 列表就只有 51，活跃事务的事务 id 列表中最小的事务 id 是事务 A 本身，下一个事务 id 则是 52。

  • 在事务 B 的 Read View 中，它的事务 id 是 52，由于事务 A 是活跃的，所以此时活跃事务的事务 id 列表是 51 和 52，活跃的事务 id 中最小的事务 id 是事务 A，下一个事务 id 应该是 53。

接着，在可重复读隔离级别下，事务 A 和事务 B 按顺序执行了以下操作：

  • 事务 B 读取小林的账户余额记录，读到余额是 100 万；

  • 事务 A 将小林的账户余额记录修改成 200 万，并没有提交事务；

  • 事务 B 读取小林的账户余额记录，读到余额还是 100 万；

  • 事务 A 提交事务；

  • 事务 B 读取小林的账户余额记录，读到余额依然还是 100 万；

事务 B 第一次读小林的账户余额记录，在找到记录后，它会先看这条记录的 trx_id，此时发现 trx_id 为 50，比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值（51）还小，这意味着修改这条记录的事务早就在事务 B 启动前提交过了，所以该版本的记录对事务 B 可见的，也就是事务 B 可以获取到这条记录。

接着，事务 A 通过 update 语句将这条记录修改了（还未提交事务），将小林的余额改成 200 万，这时 MySQL 会记录相应的 undo log，并以链表的方式串联起来，形成版本链，如下图：

178.RR是如何实现的？ - 图5

你可以在上图的「记录的字段」看到，由于事务 A 修改了该记录，以前的记录就变成旧版本记录了，于是最新记录和旧版本记录通过链表的方式串起来，而且最新记录的 trx_id 是事务 A 的事务 id（trx_id = 51）。

然后事务 B 第二次去读取该记录，发现这条记录的 trx_id 值为 51，在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，则需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内，判断的结果是在的，那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的，这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录，所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录，也就是小林余额是 100 万的这条记录。

最后，当事物 A 提交事务后，由于隔离级别时「可重复读」，所以事务 B 再次读区记录时，还是基于启动事务时创建的 Read View 来判断当前版本的记录是否可见。所以，即使事物 A 将小林余额修改为 200 万并提交了事务， 事务 B 第三次读取记录时，读到的记录都是小林余额是 100 万的这条记录。

就是通过这样的方式实现了，「可重复读」隔离级别下在事务期间读到的记录都是事务启动前的记录。

  1. 读已提交RC是如何实现的？

读提交隔离级别是在每次读取数据时，都会生成一个新的 Read View。

也意味着，事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。

假设事务 A （事务 id 为51）启动后，紧接着事务 B （事务 id 为52）也启动了，接着按顺序执行了以下操作：

  • 事务 B 读取数据（创建 Read View），小林的账户余额为 100 万；

  • 事务 A 修改数据（还没提交事务），将小林的账户余额从 100 万修改成了 200 万；

  • 事务 B 读取数据（创建 Read View），小林的账户余额为 100 万；

  • 事务 A 提交事务；

  • 事务 B 读取数据（创建 Read View），小林的账户余额为 200 万；

那具体怎么做到的呢？我们重点看事务 B 每次读取数据时创建的 Read View。前两次 事务 B 读取数据时创建的 Read View 如下图：

图片

我们来分析下为什么事务 B 第二次读数据时，读不到事务 A （还未提交事务）修改的数据？

事务 B 在找到小林这条记录时，会看这条记录的 trx_id 是 51，在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，接下来需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内，判断的结果是在的，那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的，这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是，沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录，所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录，也就是小林余额是 100 万的这条记录。

我们来分析下为什么事务 A 提交后，事务 B 就可以读到事务 A 修改的数据？

在事务 A 提交后，由于隔离级别是「读提交」，所以事务 B 在每次读数据的时候，会重新创建 Read View，此时事务 B 第三次读取数据时创建的 Read View 如下：

178.RR是如何实现的？ - 图7

事务 B 在找到小林这条记录时，会发现这条记录的 trx_id 是 51，比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值（52）还小，这意味着修改这条记录的事务早就在创建 Read View 前提交过了，所以该版本的记录对事务 B 是可见的。

正是因为在读提交隔离级别下，事务每次读数据时都重新创建 Read View，那么在事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。