多版本并发控制（MVCC）在InnoDB中的实现原理剖析（并发.剖析.原理.版本.控制...）

MVCC通过保存数据多版本解决并发读写冲突，InnoDB利用隐藏列DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR和Undo Log实现该机制；事务读取时依据Read View判断数据可见性，RC隔离级别每次查询生成新Read View，RR级别仅在首次读取时创建并复用；Undo Log不仅支持事务回滚，还存储历史版本供MVCC使用，通过purge线程异步清理过期版本以释放空间。

多版本并发控制（mvcc）在innodb中的实现原理剖析

多版本并发控制（MVCC）在InnoDB中，简单来说，就是一种通过保存数据多个历史版本来解决并发读写冲突的机制。它允许事务在不互相阻塞的情况下，看到数据的一个“快照”，从而提高数据库的并发性能和数据一致性。在我看来，这简直是数据库并发控制领域的一个里程碑式设计，它巧妙地平衡了性能与数据完整性。

解决方案

InnoDB实现MVCC的核心，在于为每一行数据都维护了几个隐藏的列，以及一个至关重要的“Undo Log”系统。当一行数据被修改时，InnoDB并不会直接覆盖旧数据，而是会创建一个新的数据版本，并将旧版本的数据信息存入Undo Log。

具体来说，每一行记录都包含了以下几个关键的隐藏字段：

DB_TRX_ID：记录了最近一次修改该行的事务ID。
DB_ROLL_PTR：一个回滚指针，指向Undo Log中该行上一个版本的记录。通过这个指针，可以串联起一个行的所有历史版本。
DB_ROW_ID：一个隐含的行ID，当表没有主键或唯一索引时，InnoDB会使用这个ID来唯一标识一行。

当一个事务需要读取数据时，它会根据自身的“Read View”（一个由当前活跃事务ID列表组成的快照）来判断应该看到哪个版本的数据。如果当前行的

DB_TRX_ID

在Read View的活跃事务列表中，或者比Read View中最小的活跃事务ID还要新，那么该行对当前事务就是不可见的。此时，InnoDB会沿着

DB_ROLL_PTR

指针，从Undo Log中获取更早的数据版本，直到找到一个对当前事务可见的版本。

这种设计使得读操作（SELECT）通常不需要加锁，因为它总能找到一个合适的历史版本来读取，避免了读写之间的阻塞。写操作（INSERT, UPDATE, DELETE）则会创建新的数据版本或标记旧版本，并将旧版本信息推入Undo Log，保证了数据的持久性和可回滚性。

MVCC 如何解决并发读写冲突？

在我看来，MVCC解决并发读写冲突的精髓在于它的“非阻塞性”和“快照隔离”。传统的锁机制，比如共享锁和排他锁，在读写冲突时往往会导致事务等待，降低了并发度。但MVCC则完全不同。

当一个事务A正在修改一行数据时，事务B如果尝试读取同一行，它并不会被事务A的写操作阻塞。相反，事务B会利用MVCC机制，通过回滚指针（DB_ROLL_PTR）和Undo Log，回溯到该行数据在事务A开始修改之前的某个版本（具体是哪个版本取决于事务B的隔离级别和Read View的生成时机）。这样，事务B就能看到一个一致性的、未被修改的“快照”数据，而事务A也能继续它的修改操作，两者互不干扰。

说白了，MVCC就是用“空间换时间”的策略。它通过存储数据的多个版本（占用额外的存储空间，主要是Undo Log），避免了读写操作之间的互相等待（节省了时间，提高了并发性）。这种设计在OLTP（在线事务处理）系统中尤其重要，因为这类系统通常有大量的并发读写请求，对响应速度和吞吐量要求极高。当然，这种方式也引入了额外的管理开销，比如旧版本的清理，但总体而言，收益远大于成本。

InnoDB MVCC 中的 Read View 是什么，以及它如何工作？

Read View，在我看来，是InnoDB MVCC机制中一个非常巧妙且核心的概念，它是决定一个事务能看到哪个数据版本的“眼睛”。每个事务在启动时（或者在某些隔离级别下，每次执行查询时）都会生成一个Read View。

一个Read View 主要包含以下几个信息：

m_ids：一个活跃的事务ID列表，表示在生成Read View时，所有正在活跃（还未提交或回滚）的事务ID。
min_trx_id：m_ids列表中最小的事务ID，或者说，在生成Read View时，所有活跃事务中最早的那个事务ID。
max_trx_id：在生成Read View时，系统下一个将要分配的事务ID，它比当前所有已分配的事务ID都大。

当一个事务要读取一行数据时，InnoDB会获取该行记录的

DB_TRX_ID

，然后根据这个

DB_TRX_ID

和当前事务的Read View进行一系列判断： PIA

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如果行的
```
DB_TRX_ID
```
小于
```
min_trx_id
```
：这表示该行是在当前Read View生成之前就已经提交的事务修改的，因此该行对当前事务是可见的。
如果行的
```
DB_TRX_ID
```
大于等于
```
max_trx_id
```
：这表示该行是由在当前Read View生成之后才启动的事务修改的，因此该行对当前事务是不可见的。
如果行的
```
DB_TRX_ID
```
在
```
min_trx_id
```
和
```
max_trx_id
```
之间：
- 如果
```
DB_TRX_ID
```
  在
```
m_ids
```
  列表中：这表示该行是由一个在Read View生成时仍然活跃的事务修改的。除非这个事务就是当前查询的事务本身（自己的修改自己可见），否则该行对当前事务是不可见的。
- 如果
```
DB_TRX_ID
```
  不在
```
m_ids
```
  列表中：这表示该行是由一个在Read View生成时已经提交的事务修改的，因此该行对当前事务是可见的。

如果当前版本不可见，InnoDB就会沿着

DB_ROLL_PTR

指针，从Undo Log中获取上一个历史版本，并重复上述判断过程，直到找到一个可见的版本。

这里值得一提的是，不同的事务隔离级别对Read View的生成时机有影响：

READ COMMITTED (RC)：每次查询（SELECT语句）都会生成一个新的Read View。这意味着在同一个事务中，两次查询可能会看到不同的数据快照，因为在两次查询之间，可能有其他事务提交了。
REPEATABLE READ (RR)：事务的Read View只在事务第一次读取数据时生成，并在整个事务生命周期内保持不变。这保证了在同一个事务中，无论何时读取，都能看到相同的数据快照，从而实现“可重复读”。这也是为什么RR是InnoDB的默认隔离级别。

理解Read View的工作原理，是深入理解MVCC的关键，它直接决定了事务之间如何“看”到数据，以及如何实现不同程度的隔离。

Undo Log 在 MVCC 实现中扮演了什么角色？

Undo Log，在我看来，是InnoDB MVCC实现中不可或缺的基石，它不仅用于事务回滚，更是MVCC能够提供多版本并发控制的“时间机器”。没有Undo Log，MVCC就无从谈起。

它的主要作用体现在两个方面：

事务回滚：这是Undo Log最直接、最容易理解的功能。当一个事务需要回滚时（无论是用户显式回滚，还是系统崩溃导致自动回滚），InnoDB会利用Undo Log中记录的操作，将所有已做的修改“撤销”，使数据恢复到事务开始之前的状态。每当修改数据时，InnoDB都会将修改前的数据状态记录在Undo Log中，形成一个链条。
实现MVCC：这是Undo Log更深层次、更巧妙的作用。正如前面提到的，当一个事务修改一行数据时，它并不会直接覆盖旧数据。相反，它会创建一个新的数据版本，并将旧数据版本的信息（包括旧的
```
DB_TRX_ID
```
和
```
DB_ROLL_PTR
```
指向的旧版本）写入到Undo Log中。这个写入到Undo Log的旧版本，就是MVCC机制中供其他事务读取的“历史版本”。
想象一下，Undo Log就像是一个数据的“版本历史记录本”。每当数据发生修改，旧的版本就被“存档”到这个本子里，并且通过
```
DB_ROLL_PTR
```
形成一个链表，从最新版本一直回溯到最原始的版本。当一个事务需要读取数据时，如果最新版本对它不可见，它就沿着
```
DB_ROLL_PTR
```
这条线，一步步地“倒带”到Undo Log中，查找那个对它可见的历史版本。

Undo Log的生命周期也很有趣。一旦一个事务提交，它所产生的Undo Log记录并不会立即被删除。这些记录必须保留，直到所有可能需要读取这些旧版本的活跃事务都完成为止。这个清理过程通常由一个后台线程（purge线程）异步完成，它会定期扫描Undo Log，清理那些不再被任何活跃事务引用的旧版本记录，以回收存储空间。如果Undo Log增长过快，或者purge线程跟不上，可能会导致数据库性能下降，甚至存储空间耗尽，这也是为什么Undo Log的管理和监控非常重要。

可以说，Undo Log是InnoDB实现ACID特性中“原子性”和MVCC“隔离性”的关键技术支撑。它不仅仅是事务的撤销日志，更是构建多版本数据视图的基石。

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