MySQL性能优化之Innodb事务系统，值得收藏

MySQL性能优化之Innodb事务系统，值得收藏

今天主要分享下Innodb事务系统的一些优化相关，以下基于mysql 5.7。

一、Innodb中的事务、视图、多版本

1. 事务

在Innodb中，每次开启一个事务时，都会为该session分配一个事务对象。而为了对全局所有的事务进行控制和协调，有一个全局对象trx_sys，对trx_sys相关成员的操作需要trx_sys->mutex锁。

mysql数据库遵循的是两段锁协议，将事务分成两个阶段，加锁阶段和解锁阶段(所以叫两段锁)

加锁阶段：在该阶段可以进行加锁操作。在对任何数据进行读操作之前要申请并获得S锁(共享锁，其它事务可以继续加共享锁，但不能加排它锁)，在进行写操作之前要申请并获得X锁(排它锁，其它事务不能再获得任何锁)。加锁不成功，则事务进入等待状态，直到加锁成功才继续执行。解锁阶段：当事务释放了一个封锁以后，事务进入解锁阶段，在该阶段只能进行解锁操作不能再进行加锁操作。

2. 视图

Innodb使用一种称做ReadView(视图)的对象来判断事务的可见性(也就是ACID中的隔离性)。根据可见性原则，某个新开启的事务不应该看到其他未提交的事务。 Innodb在执行一个SELECT或者显式开启START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT (后者只应用于REPEATABLE-READ隔离级别) 会创建一个视图对象。对于RR隔离级别，视图的生命周期到事务提交结束，对于RC隔离级别，则每条查询开始时重分配事务。

通常一个视图中包含创建视图的事务ID，以及在创建视图时活跃的事务ID数组。例如，当开启一个视图时，当前事务的事务ID为5， 事务链表上活跃事务ID为{2,5,6,9,12}，那么就会把{2,6,9,12}存储到当前的视图中(5是当前事务的ID，不记录到视图中)，{2,6,9,12}对应的事务所做的修改对当前事务而言都是不可见的，小于2的事务ID对当前事务都是可见的，大于12的事务ID对当前事务是不可见的。

那么如何判断可见性呢?

InnoDB表数据的组织方式为主键聚簇索引。由于采用索引组织表结构，记录的ROWID是可变的(索引页分裂的时候，Structure Modification Operation，SMO)，因此二级索引中采用的是(索引键值, 主键键值)的组合来唯一确定一条记录。无论是聚簇索引，还是二级索引，其每条记录都包含了一个DELETED BIT位，用于标识该记录是否是删除记录。除此之外，聚簇索引记录还有两个系统列：DATA_TRX_ID，DATA_ROLL_PTR。DATA _TRX_ID表示产生当前记录项的事务ID;DATA _ROLL_PTR指向当前记录项的undo信息。

聚簇索引行结构(与多版本一致读有关的部分，DELETED BIT省略)：

二级索引行结构：

从聚簇索引行结构，与二级索引行结构可以看出，聚簇索引中包含版本信息(事务号+回滚指针)，二级索引不包含版本信息。

对于聚集索引，每次修改记录时，都会在记录中保存当前的事务ID，同时旧版本记录存储在UNDO中;对于二级索引，则在二级索引页中存储了更新当前页的最大事务ID，如果该事务ID大于readview->up_limit_id(对于上例，up_limit_id值为2)，那么就需要回聚集索引判断记录可见性;如果小于2， 那么总是可见的，可以直接读取。

3. 多版本(MVCC)

为了便于理解MVCC的实现原理，这里简单介绍一下undo log的工作过程

在不考虑redo log 的情况下利用undo log工作的简化过程为：

说明：

为了保证数据的持久性数据要在事务提交之前持久化undo log的持久化必须在在数据持久化之前，这样才能保证系统崩溃时，可以用undo log来回滚事务

MVCC只在READ COMMITED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。READ UNCOMMITTED总是读取最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行。而SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。

(1) SELECT

InnoDB 会根据两个条件来检查每行记录：

InnoDB只查找版本(DB_TRX_ID)早于当前事务版本的数据行(行的系统版本号<=事务的系统版本号,这样可以确保数据行要么是在开始之前已经存在了，要么是事务自身插入或修改过的)行的删除版本号(DB_ROLL_PTR)要么未定义(未更新过)，要么大于当前事务版本号(在当前事务开始之后更新的)。这样可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。

(2) INSERT

InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号

(3) DELETE

InnoDB为删除的每一行保存当前的系统版本号作为行删除标识

(4) UPDATE

InnoDB为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。

Innodb的多版本数据使用UNDO来维护的，例如聚集索引记录(1) =>(2)=>(3)，从1更新成2，再更新成3，就会产生两条undo记录。

二、Innodb事务系统优化

在MySQL 5.7版本里，针对性的对事务系统做了比较深入的优化，主要解决了下面几个问题。

1. 视图对象的创建需要trx_sys->mutex锁保护

trx_sys->mutex是事务系统最核心的全局锁对象，持有该锁进行的操作都不应该耗时过长。对于read view对象，完全可以将其缓存下来重复使用。这样就避免了持有锁分配视图内存。

因此在MySQL 5.7版本中，实例启动时就分配1024个视图对象;同时维护两个链表，一个是已使用的视图链表，一个是空闲的视图链表;当需要分配新的视图时，总是从空闲视图链表中分配，如果没有，再新分配一个。

2. 视图对象中保存全局事务ID时，需要扫描事务链表

为了判断事务视图的可见性，在打开一个视图时需要拷贝当时活跃的事务ID。

在5.7中，事务系统维持了一个全局事务ID数组，每个活跃读写事务的ID都被加入到其中，在事务提交时从其中删除，这样打开视图时只需要使用memcpy 拷贝该数组即可，无需遍历链表。在读写链表较长(高并发下)的场景，该优化可以显著的提升性能。

3. 用户需要显式开启只读事务，才会放入只读事务链表

mysql5.7将只读事务链表从其中彻底移除了，取而代之的是，所有事务都以只读模式打开。

例如如下事务序列：

BEGIN; SELECT; //事务开始，不分配事务ID，不分配回滚段； UPDATE; //分配事务ID并插入全局事务数组和事务对象集合中，分配回滚段； COMMIT;

而对于BEGIN;SELECT;SELECT;COMMIT这样的序列，整个事务周期既不分配事务ID，也不分配回滚段。

4. 隐式锁转换为显式锁的开销

Innodb对于类似INSERT操作，采用的是隐式锁的方式，隐式锁不是锁，只是一种称呼而已，只有在需要的时候，才会转换为显式锁。例如如下：

Session 1: BEING; INSERT INTO t1(pk, val) VALUES (1,2); //不创建锁对象 Session 2: UPDATE t1 SET valval=val+1 WHERE pk=1; //创建两个锁对象，一个是为session1创建一个记录锁对象，另外一个是给自己创建一个等待类型的记录锁对象，然后session2加入锁等待队列。

在Session 2中为Session1创建锁对象的过程即是所谓的隐式锁向显式锁转换。 当session2扫描到session 1插入的记录时，发现session 1的事务依然活跃，就会进入转换逻辑。

在5.6版本中，其转换过程如下：

持有lock_sys->mutex2持有trx_sys->mutex;根据事务ID，扫描读写事务链表，找到对应的事务对象;释放trx_sys->mutex;创建显式锁对象释放lock_sys->mutex

可以看到，在该操作的过程中，全程持有lock_sys->mutex，持有锁的原因是防止事务提交掉。当读写事务链表非常长时(例如高并发写入时)，这种开销将是不可接受的。

在5.7版本中，上述逻辑则优化成：

(1)  持有trx_sys->mutex

根据事务ID找到对应的事务对象(直接查找trx_sys->rw_trx_set，其保存了trx_id和事务对象的映射关系，因此无需扫描读写事务链表)增加事务对象引用计数(++trx->n_ref)释放trx_sys->mutex

(2) 持有lock_sys->mutex;

创建显式锁对象;释放lock_sys->mutex;

(3) 递减事务对象引用计数

总的来说，该优化减少了隐式锁转换时持有LOCK_sys->mutex的时间，从而提升性能。

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