InnoDB的多版本一致性读的实现

InnoDB是支持MVCC多版本一致性读的,因此和其他实现了MVCC的系统如Oracle,PostgreSQL一样,读不会阻塞写,写也不会阻塞读。虽然同样是MVCC,各家的实现是不太一样的。Oracle通过在block头部的事务列表,和记录中的锁标志位,加上回滚段,个人认为实现上是最优雅的方式。 而PostgreSQL则更是将多个版本的数据都放在表中,而没有单独的回滚段,导致的一个结果是回滚非常快,却付出了查询性能降低的代价。

InnoDB的实现更像Oracle,同样是将数据的旧版本存放在单独的回滚段中,但是也有不同。之前还以为整体实现都会跟Oracle不会有太大的出入,也一直没有太在意去看具体实现。今晚晚上下班准备回家时,刚好路过几个同事在交流分享这个问题,遇到一个疑问:

我们知道,InnoDB表会有三个隐藏字段,6字节的DB_ROW_ID,6字节的DB_TX_ID,7字节的DB_ROLL_PTR(指向对应回滚段的地址),这个可以通过innodb monitor看到,当然如果你熟悉innodb文件结构,也可以直接od ibd文件来验证。一致性读主要跟后两者有关系。InnoDB内部维护了一个递增的tx id counter,其当前值可以通过show engine innodb status获得

echo "show engine innodb status\G" | mysql -uroot | grep "Trx id counter"

假设有一个表,当前已经有两条记录。这时候我们开始一个实验,开启两个session,A和B,都设置autocommit=0

MySQL>set global autocommit=0;

T1时间:
A开始一个事务,执行一条select,可以看到已有的两条记录,show engine innodb status可以知道A的tx id,假设为7430
T2时间:
B开始一个事务,执行一条select,可以看到已有的两条记录,可以知道B的tx id,为7431
T3时间:
A中insert一条记录,此时A再select能看到,所以返回三条记录,而B无法看到,还是返回两条记录。
T4时间:
A中执行commit提交事务,分别在A和B中select,得到的结果和T3时间相同。

Ok,假设一致性读是根据事务先后,也就是tx id来比较的话,如果B事务的一致性读是通过B的tx id即7431来和A事务中insert的这条记录的tx id即7430来比较的话,由于A.tx_id < B.tx_id,那么B应该能都到A的记录(tx id是递增的,所以越小说明事务越早开始),但如果能读到,则显然不符合多版本一致性。 因此结果是正确的,那么就是InnoDB的一致性读的实现方式不是像我们按照经验来测试的那样了。通过google和察看代码,原来InnoDB还真是有一个感觉上很山寨的设计,由于tx id是事务一开始就分配的,事务中的变化也没有记录一个类似于Oracle的SCN的逻辑时钟,于是由了如下的实现: InnoDB每个事务在开始的时候,会将当前系统中的活跃事务列表(trx_sys->trx_list)创建一个副本(read view),然后一致性读去比较记录的tx id的时候,并不是根据当前事务的tx id,而是根据read view最早一个事务的tx id(read view->up_limit_id)来做比较的,这样就能确保在事务B之前没有提交的所有事务的变更,B事务都是看不到的。当然,这里还有个小问题要处理一下,就是当前事务自身的变更还是需要看到的。

有兴趣的可以去仔细看看代码的实现,在storage/innobase/read/read0read.c中实现了创建read view的函数read_view_open_now,在storage/innobase/include/read0read.ic中实现了判断一致性读是否可见的read_view_sees_trx_id。以下代码摘自5.5.8:

UNIV_INTERN
read_view_t*
read_view_open_now(
/*===============*/
	trx_id_t	cr_trx_id,	/*!< in: trx_id of creating
					transaction, or 0 used in purge */
	mem_heap_t*	heap)		/*!< in: memory heap from which
					allocated */
{
	read_view_t*	view;
	trx_t*		trx;
	ulint		n;
	ut_ad(mutex_own(&kernel_mutex));
	view = read_view_create_low(UT_LIST_GET_LEN(trx_sys->trx_list), heap);
	view->creator_trx_id = cr_trx_id;
	view->type = VIEW_NORMAL;
	view->undo_no = 0;
	/* No future transactions should be visible in the view */
	view->low_limit_no = trx_sys->max_trx_id;
	view->low_limit_id = view->low_limit_no;
	n = 0;
	trx = UT_LIST_GET_FIRST(trx_sys->trx_list);
	/* No active transaction should be visible, except cr_trx */
	while (trx) {
		if (trx->id != cr_trx_id
		    && (trx->conc_state == TRX_ACTIVE
			|| trx->conc_state == TRX_PREPARED)) {
			read_view_set_nth_trx_id(view, n, trx->id);
			n++;
			/* NOTE that a transaction whose trx number is <
			trx_sys->max_trx_id can still be active, if it is
			in the middle of its commit! Note that when a
			transaction starts, we initialize trx->no to
			IB_ULONGLONG_MAX. */
			if (view->low_limit_no > trx->no) {
				view->low_limit_no = trx->no;
			}
		}
		trx = UT_LIST_GET_NEXT(trx_list, trx);
	}
	view->n_trx_ids = n;
	if (n > 0) {
		/* The last active transaction has the smallest id: */
		view->up_limit_id = read_view_get_nth_trx_id(view, n - 1);
	} else {
		view->up_limit_id = view->low_limit_id;
	}
	UT_LIST_ADD_FIRST(view_list, trx_sys->view_list, view);
	return(view);
}

UNIV_INLINE
ibool
read_view_sees_trx_id(
/*==================*/
	const read_view_t*	view,	/*!< in: read view */
	trx_id_t		trx_id)	/*!< in: trx id */
{
	ulint	n_ids;
	ulint	i;
	if (trx_id < view->up_limit_id) {
		return(TRUE);
	}
	if (trx_id >= view->low_limit_id) {
		return(FALSE);
	}
	/* We go through the trx ids in the array smallest first: this order
	may save CPU time, because if there was a very long running
	transaction in the trx id array, its trx id is looked at first, and
	the first two comparisons may well decide the visibility of trx_id. */
	n_ids = view->n_trx_ids;
	for (i = 0; i < n_ids; i++) {
		trx_id_t	view_trx_id
			= read_view_get_nth_trx_id(view, n_ids - i - 1);
		if (trx_id <= view_trx_id) {
			return(trx_id != view_trx_id);
		}
	}
	return(TRUE);
}

参考:
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.1/en/innodb-multi-versioning.html
http://wangyuanzju.blog.163.com/blog/static/130292009107101544125/
http://bbs.chinaunix.net/thread-1773206-1-1.html



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7条评论

  • At 2011.03.24 09:41, hoterran said:

    赞,正准备写一篇~~~

    • At 2011.03.24 09:44, hoterran said:

      http://wangyuanzju.blog.163.com/ 这哥们是个牛人~~~

      • At 2011.03.24 21:01, NinGoo said:

        是的,去年邀请过来交流过。我们现在也有人在开发一个InnoDB的行级缓存。

        • At 2011.03.25 17:26, zhouyf said:

          请教:如果设置 set session autocommit=1;
          是不是每执行一条语句,如果数据库里有一个user commits类似的指标,就会加1。
          谢谢!

          • At 2011.03.26 22:29, NinGoo said:

            对于自动提交(也就是autocommit=1),每个语句都是一个事务。

            • At 2012.03.19 21:43, repls said:

              hi,
              如果每次开始一个事务时都将当前活跃事务列表创建一个副本,那么这个副本带来的开销不会很大吗,要是有稍微长点的事务,开销不会更大?

              • At 2016.02.26 12:15, 高佣居 said:

                你的内容页广告弹不出,还想给你增加收入呢?


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