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​​​​​​​mysql mvcc锁实现

​ 斜月   ​ 人气:0

前言:

大家都知道在java 开发过程中,会经常用到锁,在java 代码中,我们都知道锁是加在对象头上的,在java对象布局中有锁的标志位。程序通过判断锁的标志位来获取加锁的情况。但是在mysql 中,锁的实现原理是什么呢。可能大家都听过 mvcc,但是mvcc 的实现原理是什么呢,可能就说不太清楚了,本文就以实例说明来mvcc 的实现原理。

1 数据库设置隔离级别

我们都知道数据库的隔离级别可以分为以下:

我们使用select @@transaction_isolation;来查看数据库的隔离级别,可能有读者会有疑问了,不是应该是select @@tx_isolation;吗, 因为我的电脑上装的是 mysql 8.0, 之前的 tx 也是 transaction的简写,高版本的mysql 已经使用 transaction 了。

# 查询当前会话隔离级别
select @@transaction_isolation;
# 查看当前系统的隔离级别
select @@global.transaction_isolation;
# 命令行开启事务,区别在于前者是第一条语句的执行时间点为事务开始的时间点,建立一致性读,后者是立即建立一致性读,开始执行事务
start transaction 或者 start transaction with consistent snapshot
# 设置数据库隔离级别,如若设置会话级别,则修改 global 为session 即可
set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
set global transaction isolation level READ COMMITTED;
set global transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
set global transaction isolation level SERIALIZABLE;

2 数据库表以及案例操作

操作的数据库表为:

CREATE TABLE `t_user` (
  `id` int NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT '主键',
  `age` int DEFAULT NULL COMMENT '年龄',
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COMMENT='用户表';
# 初始化语句
INSERT INTO `t_user`(`id`, `age`) VALUES (1, 3);
# 使用的操作语句
select * from t_user where id = 1;
update t_user set age = age + 1  where id = 1;

案例如图所示:

 sessionA,sessionB,sessionC 是连接数据库的3个会话窗口,mysql 数据库的默认隔离级别为RR,为了达到效果我们把当前的数据库隔离级别改为RC,语句如下:

set session transaction isolation level READ COMMITTED;

setp1 准备工作,设置当前会话事务隔离级别,查看数据库表中的数据。窗口从左往右依次是sessionA、sessinB和sessionC。 

setp2 t1 时刻,sessionA 和 sessionB 开启事务。sessionA t2 时刻执行查询语句,sessionC 执行更新操作,可以看到此时 sessionC 立马执行成功。 

step3 t3 时刻,sessionB 查询最新的数据,并执行更新操作 

step4 t4 时刻,sessionA 查询最新数据,并在t5 时刻更新数据,这里因为sessionB 的事务还未结束,因此执行的操作会阻塞到超时(这里刻意等待到超时),t6 时刻sessionB 查询数据,并提交事务。 

step5 sesionB 提交事务后,sessionA 重新执行语句,可以看到执行后的结果,然后提交事务。 

通过上述的操作案例,我们可以观察到:

# 设置超时时间默认是50s
innodb_lock_wait_timeout 
# 开启死锁检测,默认是开启死锁检测,默认值为 on,开启死锁检测
innodb_deadlock_detect
# 查看更多innodb 引擎的配置
show variables like '%innodb%'

3 mvcc 实现原理

mvcc,Multi-Version Concurrency Control,即版本并发访问控制,是 mysql innodb 引擎实现的一种并发访问控制方法,用于其事务的实现。其主要作用是为了提高数据库的并发性能,更好地处理读写冲突问题,在遇到冲突的境况也能够做到不加锁,非阻塞并发读取数据。 在解释实现原理前,先了解一下当前读和快照读。

接下来讲述的是非常重要的部分:

在可重复读的隔离级别下,事务启动需要对整个库做备份,这显然是不可能的,实际上mvcc也没有这样做,而是利用版本号来控制,也就是事务开始时向 innodb 事务系统申请一个 transaction id,这个id申请顺序是严格递增的。每行数据的版本号 row trx_id = transaction id , 也就可以保证其版本的唯一性。可以保证事务启动时,会获取当前所有活跃事务id的数组,可以保证其唯一性。事务id数组中的最小的id记为低水位,数组中的最大id+1记为高水位。低水位和高水位便是已经提交的事务-未提交的数据、未提交的事务-未开始的事务的分界标志位,以上就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。

前面已经提到了,所有的数据都是有版本的,这个版本即row trx_id。当需要读快照时,就需要读取trx_id小于低水位且最大的trx_id版本号的数据。读当前就是读取当前最新版本的数据,如果数据正在事务的处理中,那么久需要等待,这也是为什么会出现锁等待超时的情况。

当在RC的数据库隔离级别下,每次的操作都会重新获取当前活跃的trx_id数组,形成新的一致性视图,这就是sessionB 在t3 时刻读取到了sessionC 在t2时刻提交的数据,因为在新的一致性视图中,sessionC 的trx_id 已经已经提交的事务了,所以就可以读取到。在sessionA 的t5 时刻,拿到的一致性视图中活跃的trx_id 数组中包含 sessionB 的活跃id,因为在更新数据时,需要当前读,而数据已经被锁住,所以出现了锁超时的情况。

而在RR的数据库隔离级别下,在事务开始时生成一个一致性视图,此后在事务提交之前,其 trx_id 数组不会发生变化,这样才能保证其可重复读的特性。RR相对于RC实现简单,区别在于是否在执行语句前更新一致性视图,活跃事务id的数组是否更新。

综上,我们就知道了mvcc 是如何实现可重复读和读提交的隔离级别了。

4 ACID 的实现

redo log 是mysql innodb 引擎产生的物理日志,其大小有一定的限制,采用循环写入的方式,写满之后进行刷盘。主要用于宕机后的数据恢复。redo log是一个循环写入的日志,可以理解为一个环,有 checkpoint 和 write pos 两个标志点,checkpoint之前的空间是清除后的可写空间,清除之前会更新到磁盘中,write pos是数据写入的位置,当两个标志点相遇表明redo log已经满了,这时数据库停止进行数据库更新语句的执行,转而进行redo log日志同步到磁盘中。

binlog 是mysql server 层记录逻辑的日志,可以一致追加写入,主要用于主从数据同步。

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