MySQL InnoDB MVCC深度分析

关于MySQL的InnoDB的MVCC原理，很多朋友都能说个大概：

每行记录都含有两个隐藏列，分别是记录的创建时间与删除时间

每次开启事务都会产生一个全局自增ID

在RR隔离级别下

INSERT ->  记录的创建时间 = 当前事务ID，删除时间 = NULL

DELETE -> 记录的创建时间不动，删除时间 = 当前事务ID

UPDATE -> 将记录复制一次

　　　　　　　　老记录的创建时间不动，删除时间 = 当前事务ID

　　　　　　　　新记录的创建时间 = 当前事务ID，删除时间 = NULL

SELECT -> 返回的记录需要满足两个条件：

　　　　　　　　创建时间 <= 当前事务ID (记录是在当前事务之前或者由当前事务创建的）

　　　　　　　　删除时间 == NULL || 删除时间 > 当前事务ID （记录是在当前事务之后被删除的）

但实际上，这个描述是很不严格的，问题有以下几点：

1. 每条记录含有的隐藏列不是两个而是三个

它们分别是：

DB_TRX_ID, 6byte, 创建这条记录/最后一次更新这条记录的事务ID

DB_ROLL_PTR, 7byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于rollback segment里）

DB_ROW_ID, 6byte，隐含的自增ID，如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引

另外，每条记录的头信息（record header）里都有一个专门的bit（deleted_flag）来表示当前记录是否已经被删除

2. 记录的历史版本是放在专门的rollback segment里（undo log）

　　UPDATE非主键语句的效果是

　　　　老记录被复制到rollback segment中形成undo log，DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR不动

　　　　新记录的DB_TRX_ID = 当前事务ID，DB_ROLL_PTR指向老记录形成的undo log

　　　　这样就能通过DB_ROLL_PTR找到这条记录的历史版本。如果对同一行记录执行连续的update操作，新记录与undo log会组成一个链表，遍历这个链表可以看到这条记录的变迁）

3. MySQL的一致性读，是通过一个叫做read view的结构来实现的

read_view中维护了系统中活跃事务集合的快照，这些活跃事务ID的最小值为up_limit_id，最大值为low_limit_id（不要搞反了！！！）

附上源码注释以便于理解

trx_id_t low_limit_id; // The read should not see any transaction with trx id >= this value. In other words, this is the "high water mark".
trx_id_t up_limit_id; // The read should see all trx ids which are strictly smaller (<) than this value. In other words, this is the "low water mark".

SELECT操作返回结果的可见性是由以下规则决定的：

DB_TRX_ID < up_limit_id  -> 此记录的最后一次修改在read_view创建之前，可见

DB_TRX_ID > low_limit_id   -> 此记录的最后一次修改在read_view创建之后，不可见  ->  需要用DB_ROLL_PTR查找undo log(此记录的上一次修改)，然后根据undo log的DB_TRX_ID再计算一次可见性

up_limit_id <= DB_TRX_ID <= low_limit_id -> 需要进一步检查read_view中是否含有DB_TRX_ID

　　　　DB_TRX_ID ∉ read_view  -> 此记录的最后一次修改在read_view创建之前，可见

　　　　DB_TRX_ID ∈ read_view -> 此记录的最后一次修改在read_view创建时尚未保存，不可见  ->  需要用DB_ROLL_PTR查找undo log(此记录的上一次修改)，然后根据undo log的DB_TRX_ID再从头计算一次可见性

经过上述规则的决议，我们得到了这条记录相对read_view来说，可见的结果。

此时，如果这条记录的delete_flag为true，说明这条记录已被删除，不返回。

　　　如果delete_flag为false，说明此记录可以安全返回给客户端

4. 用MVCC这一种手段可以同时实现RR与RC隔离级别

它们的不同之处在于：

RR：read view是在first touch read时创建的，也就是执行事务中的第一条SELECT语句的瞬间，后续所有的SELECT都是复用这个read view，所以能保证每次读取的一致性（可重复读的语义）

RC：每次读取，都会创建一个新的read view。这样就能读取到其他事务已经COMMIT的内容。

所以对于InnoDB来说，RR虽然比RC隔离级别高，但是开销反而相对少。

补充：RU的实现就简单多了，不使用read view，也不需要管什么DB_TRX_ID和DB_ROLL_PTR，直接读取最新的record即可。

5. 二级索引与MVCC

MySQL的索引分为聚簇索引(clustered index)与二级索引(secondary index)两种。

刚才讲的内容是基于聚簇索引的，只有聚簇索引中含有DB_TRX_ID与DB_ROLL_PTR隐藏列，可以比较容易的实现MVCC

但是二级索引中并不含有这几个隐藏列，只含有1个bit的deleted flag，咋办？

　　好办，如果UPDATE语句涉及到二级索引的键值，将老的二级索引的deleted flag标记为true，然后创建一条新的二级索引记录即可。

但是如果想根据二级索引来做查询，这可就麻烦了。因为二级索引不维护版本信息，无法判断二级索引中记录的可见性。

所以还是需要回到聚簇索引中来：

根据二级索引维护的主键值去聚簇索引中查找记录（使用MVCC规则）

如果查出来的结果跟二级索引里维护的结果相同 -> 返回，如果不同 -> 丢弃

如果对于一条查询语句，二级索引中有很多条满足条件的结果（连续多次更新，导致二级索引中有很多条记录），那上面这个流程就比较低效了。所以InnoDB的作者搞了个机智的小优化：

在二级索引中，用一个额外的名为MAX_TRX_ID的变量来记录最后一次更新二级索引的事务的ID

那么，如果当前语句关联的read_view的 up_limit_id > MAX_TRX_ID，说明在创建read_view时最后一次更新二级索引的事务已经结束，也就是说二级索引里的所有记录对于当前查询都是可见的，此时可以直接根据二级索引的deleted flag来确定记录是否应该被返回。

小结一下：二级索引的MVCC可见性判断在MAX_TRX_ID失效的情况下需要依赖聚簇索引才能完成。

6. purge

从前面的分析可以看出，为了实现InnoDB的MVCC机制，更新或者删除操作都只是设置一下老记录的deleted_bit，并不真正将过时的记录删除。

为了节省磁盘空间，InnoDB有专门的purge线程来清理deleted_bit为true的记录。

为了不影响MVCC的正常工作，purge线程自己也维护了一个read view（这个read view相当于系统中最老活跃事务的read view）

如果某个记录的deleted_bit为true，并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view可见，那么这条记录一定是可以被安全清除的。

参考文献

InnoDB多版本(MVCC)实现简要分析（水平很高，分析深入，必须要看，但可能不太好理解）

深入浅出INNODB MVCC机制与原理

MVCC原理探究及MySQL源码实现分析

关于InnoDB中mvcc和覆盖索引查询的困惑？

InnoDB Multi-Versioning

MySQL 一致性读 深入研究