<h1>MySQL多版本併發控制機制(MVCC)-源碼淺析</h1> <h1>前言</h1> <p>做爲一個數據庫愛好者，本身動手寫過簡單的SQL解析器以及存儲引擎，但感受仍是不夠過癮。<<事務處理-概念與技術>>誠然講的很是透徹，但只能提綱挈領，不能讓你玩轉某個真正的數據庫。感謝cmake,可以讓我在mac上用xcode去debug MySQL,從而能去領略它的各類實現細節。<br /> 筆者一直對數據庫的隔離性很好奇，此篇博客就是我debug MySQL過程當中的偶有所得。<br /> (注:本文的MySQL採用的是MySQL-5.6.35版本)</p> <h1>MVCC(多版本併發控制機制)</h1> <p>隔離性也能夠被稱做併發控制、可串行化等。談到併發控制首先想到的就是鎖，MySQL經過使用兩階段鎖的方式實現了更新的可串行化，同時爲了加速查詢性能，採用了MVCC(Multi Version Concurrency Control)的機制，使得不用鎖也能夠獲取一致性的版本。</p> <h2>Repeatable Read</h2> <p>MySQL的經過MVCC以及(Next-Key Lock)實現了可重複讀(Repeatable Read),其思想(MVCC)就是記錄數據的版本變遷，經過精巧的選擇不一樣數據的版本從而可以對用戶呈現一致的結果。以下圖所示:<br /> <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/ee11025c7a0d8f069b511048a0d3157b2b4.jpg" alt="" /><br /> 上圖中，(A=50|B=50)的初始版本爲1。<br /> 1.事務t1在select A時候看到的版本爲1，即A=50<br /> 2.事務t2對A和B的修改將版本升級爲2,即A=0,B=100<br /> 3.事務t1再此select B的時候看到的版本仍是1, 即B=50<br /> 這樣就隔離了版本的影響，A+B始終爲100。</p> <h2>Read Commit</h2> <p>而若是不經過版本控制機制，而是讀到最近提交的結果的話，則隔離級別是read commit,以下圖所示:<br /> <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/e75c7db99782bdb353a3e1847a48e4bde02.jpg" alt="" /><br /> 在這種狀況下，就須要使用鎖機制(例如select for update)將此A,B記錄鎖住，從而得到正確的一致結果,以下圖所示：<br /> <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/29d0b7e6eccdffe20a62b1fb9d2b0fbc1c2.jpg" alt="" /></p> <h2>MVCC的優點</h2> <p>當咱們要對一些數據作一些只讀操做來檢查一致性，例如檢查帳務是否對齊的操做時候，並不但願加上對性能損耗很大的鎖。這時候MVCC的一致性版本就有很大的優點了。</p> <h1>MVCC(實現機制)</h1> <p>本節就開始談談MVCC的實現機制,注意MVCC僅僅在純select時有效(不包括select for update,lock in share mode等加鎖操做,以及update\insert等)。</p> <h2>select運行棧</h2> <p>首先咱們追蹤一下一條普通的查詢sql在mysql源碼中的運行過程,sql爲(select * from test); <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/81f6d6cc07e2424d4182557c011f84baf1c.jpg" alt="" /><br /> 其運行棧爲:</p>mysql
handle_one_connection MySQL的網絡模型是one request one thread |-do_handle_one_connection |-do_command |-dispatch_command |-mysql_parse 解析SQL |-mysql_execute_command |-execute_sqlcom_select 執行select語句 |-handle_select ...一堆parse join 等的操做，當前並不關心 |-*tab->read_record.read_record 讀取記錄
<p>因爲mysql默認隔離級別是repeatable_read(RR),因此read_record重載爲 rr_sequential(當前咱們並不關心select經過index掃描出row以後再經過condition過濾的過程)。繼續追蹤:</p>sql
read_record |-rr_sequential |-ha_rnd_next |-ha_innobase::rnd_next 這邊就已經到了innodb引擎了 |-general_fetch |-row_search_for_mysql |-lock_clust_rec_cons_read_sees 這邊就是判斷並選擇版本的地方
<p>讓咱們看下該函數內部:</p>數據庫
bool lock_clust_rec_cons_read_sees(const rec_t* rec /*由innodb掃描出來的一行*/,....){
...
// 從當前掃描的行中獲取其最後修改的版本trx_id(事務id)
trx_id = row_get_rec_trx_id(rec, index, offsets);
// 經過參數(一致性快照視圖和事務id)決定看到的行快照
return(read_view_sees_trx_id(view, trx_id));
}
<h2>read_view的建立過程</h2> <p>咱們先關注一致性視圖的建立過程,咱們先看下read_view結構:</p>數組
struct read_view_t{
// 因爲是逆序排列，因此low/up有所顛倒
// 能看到當前行版本的高水位標識,> low_limit_id皆不能看見
trx_id_t low_limit_id;
// 能看到當前行版本的低水位標識,< up_limit_id皆能看見
trx_id_t up_limit_id;
// 當前活躍事務(即未提交的事務)的數量
ulint n_trx_ids;
// 以逆序排列的當前獲取活躍事務id的數組
// 其up_limit_id<tx_id<low_limit_id
trx_id_t* trx_ids;
// 建立當前視圖的事務id
trx_id_t creator_trx_id;
// 事務系統中的一致性視圖鏈表
UT_LIST_NODE_T(read_view_t) view_list;
};
<p>而後經過debug，發現建立read_view結構也是在上述的rr_sequential中操做的，繼續跟蹤調用棧:</p>xcode
rr_sequential |-ha_rnd_next |-rnd_next |-index_first 在start_of_scan爲true時候走當前分支index_first |-index_read |-row_search_for_mysql |-trx_assign_read_view
<p>咱們看下row_search_for_mysql裏的一個分支:</p>網絡
row_search_for_mysql:
// 這邊只有select不加鎖模式的時候纔會建立一致性視圖
else if (prebuilt->select_lock_type == LOCK_NONE) { // 建立一致性視圖
trx_assign_read_view(trx);
prebuilt->sql_stat_start = FALSE;
}
<p>上面的註釋就是select for update(in share model)不會走MVCC的緣由。讓咱們進一步分析trx_assign_read_view函數:</p>併發
trx_assign_read_view |-read_view_open_now |-read_view_open_now_low
<p>好了，終於到了建立read_view的主要階段,主要過程以下圖所示:</p> <p><img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/31fc0a3c8751d4d92d84e6bccc691c4d150.jpg" alt="" /></p> <p>代碼過程爲:</p>函數
static read_view_t* read_view_open_now_low(trx_id_t cr_trx_id,mem_heap_t* heap)
{
read_view_t* view;
// 當前事務系統中最大的事務id設置爲low_limit_no
view->low_limit_no = trx_sys->max_trx_id;
view->low_limit_id = view->low_limit_no;
// CreateView構造函數，會將非當前事務和已經在內存中提交的事務給剔除，即判斷條件爲
// trx->id != m_view->creator_trx_id&& !trx_state_eq(trx, TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY)的
// 才加入當前視圖列表
ut_list_map(trx_sys->rw_trx_list, &trx_t::trx_list, CreateView(view));
if (view->n_trx_ids > 0) {
// 將當前事務系統中的最小id設置爲up_limit_id,由於是逆序排列
view->up_limit_id = view->trx_ids[view->n_trx_ids - 1];
} else {
// 若是當前沒有非當前事務以外的活躍事務，則設置爲low_limit_id
view->up_limit_id = view->low_limit_id;
}
// 忽略purge事務，purge時，當前事務id是0
if (cr_trx_id > 0) {
read_view_add(view);
}
// 返回一致性視圖
return(view);
}
<h2>行版本可見性:</h2> <p>由上面的lock_clust_rec_cons_read_sees可知,行版本可見性由read_view_sees_trx_id函數判斷:</p>性能
/*********************************************************************//**
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);
}
<p>其實上述函數就是一個二分法，read_view其實保存的是當前活躍事務的全部事務id,若是當前行版本對應修改的事務id不在當前活躍事務裏面的話，就返回true,表示當前版本可見，不然就是不可見,以下圖所示。</p> <p><img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/ca65123f9602c9a74c5b46cdfa6f8b0050e.jpg" alt="" /><br /> 接上述lock_clust_rec_cons_read_sees的返回:</p>fetch
if (UNIV_LIKELY(srv_force_recovery < 5)
&& !lock_clust_rec_cons_read_sees(
rec, index, offsets, trx->read_view)){
// 當前處理的是當前版本不可見的狀況
// 經過undolog來返回到一致的可見版本
err = row_sel_build_prev_vers_for_mysql(
trx->read_view, clust_index,
prebuilt, rec, &offsets, &heap,
&old_vers, &mtr);
} else{
// 可見，而後返回
}
<h2>undolog搜索可見版本的過程</h2> <p>咱們如今考察一下row_sel_build_prev_vers_for_mysql函數:</p>
row_sel_build_prev_vers_for_mysql |-row_vers_build_for_consistent_read
<p>主要是調用了row_ver_build_for_consistent_read方法返回可見版本:</p>
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);
// 若是當前row版本符合一致性視圖，則返回
if (read_view_sees_trx_id(view, trx_id)) {
......
break;
}
// 若是當前row版本不符合，則繼續回溯上一個版本(回到for循環的地方)
version = prev_version;
}
......
}
<p>整個過程以下圖所示:<br /> <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/1cfd4085657b2acd15f6b932ae091b5549d.jpg" alt="" /><br /> 至於undolog怎麼恢復出對應版本的row記錄就又是一個複雜的過程了，因爲篇幅緣由，在此略過不表。</p> <h2>read_view建立時機再討論</h2> <p>在建立一致性視圖的row_search_for_mysql的代碼中</p>
// 只有非鎖模式的select才建立一致性視圖
else if (prebuilt->select_lock_type == LOCK_NONE) { // 建立一致性視圖
trx_assign_read_view(trx);
prebuilt->sql_stat_start = FALSE;
}
<p>trx_assign_read_view中由這麼一段代碼</p>
// 一致性視圖在一個事務只建立一次
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;
}
<p>因此綜合這兩段代碼，即在一個事務中，只有第一次運行select(不加鎖)的時候纔會建立一致性視圖,以下圖所示: <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/dee1c8ba427aba23e0f82895acab16d47e3.jpg" alt="" /><br /> 筆者構造了此種場景模擬過，確實如此。</p> <h1>MVCC和鎖的同時做用致使的一些現象</h1> <p>MySQL是經過MVCC和二階段鎖(2PL)來兼顧性能和一致性的，可是因爲MySQL僅僅在select時候才建立一致性視圖，而在update等加鎖操做的時候並不作如此操做，因此就會產生一些詭異的現象。以下圖所示:<br /> <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/e332ebdc3cc0bc6de027e873e6c86f52993.jpg" alt="" /><br /> 若是理解了update不走一致性視圖(read_view)，而select走一致性視圖(read_view)，就能夠很好解釋這個現象。 以下圖所示:<br /> <img src="https://oscimg.oschina.net/oscnet/ef2ef175797b612e6ebe93fc3b35f8e08f2.jpg" alt="" /></p> <h1>總結</h1> <p>MySQL爲了兼顧性能和ACID使用了大量複雜的機制，2PL(兩階段鎖)和MVCC就是其實現的典型。幸虧能夠經過xcode等IDE進行方便的debug，這樣就能夠很是精確加便捷的追蹤其各類機制的實現。但願這篇文章可以幫助到喜歡研究MySQL源碼的讀者們。</p> <h1>原文連接</h1> <p><a href="https://my.oschina.net/alchemystar/blog/1927425">https://my.oschina.net/alchemystar/blog/1927425</a></p>