其運(yùn)行棧為:
handle_one_connection? MySQL的網(wǎng)絡(luò)模型是one request one thread
|-do_handle_one_connection
|-do_command
|-dispatch_command
|-mysql_parse 解析SQL
|-mysql_execute_command
|-execute_sqlcom_select 執(zhí)行select語句
|-handle_select
...一堆parse join 等的操作，當(dāng)前并不關(guān)心
|-*tab->read_record.read_record 讀取記錄
由于mysql默認(rèn)隔離級(jí)別是repeatable_read(RR),所以read_record重載為
rr_sequential(當(dāng)前我們并不關(guān)心select通過index掃描出row之后再通過condition過濾的過程)趟据。繼續(xù)追蹤:
read_record
|-rr_sequential
|-ha_rnd_next
|-ha_innobase::rnd_next 這邊就已經(jīng)到了innodb引擎了
|-general_fetch
|-row_search_for_mysql
|-lock_clust_rec_cons_read_sees 這邊就是判斷并選擇版本的地方
讓我們看下該函數(shù)內(nèi)部:
bool lock_clust_rec_cons_read_sees(const rec_t* rec /*由innodb掃描出來的一行*/,....){
...
// 從當(dāng)前掃描的行中獲取其最后修改的版本trx_id(事務(wù)id)
trx_id = row_get_rec_trx_id(rec, index, offsets);
// 通過參數(shù)(一致性快照視圖和事務(wù)id)決定看到的行快照
return(read_view_sees_trx_id(view, trx_id));
}
read_view的創(chuàng)建過程
我們先關(guān)注一致性視圖的創(chuàng)建過程,我們先看下read_view結(jié)構(gòu):
struct read_view_t{
// 由于是逆序排列券犁，所以low/up有所顛倒
// 能看到當(dāng)前行版本的高水位標(biāo)識(shí),>= low_limit_id皆不能看見
trx_id_t low_limit_id;
// 能看到當(dāng)前行版本的低水位標(biāo)識(shí),< up_limit_id皆能看見
trx_id_t up_limit_id;
// 當(dāng)前活躍事務(wù)(即未提交的事務(wù))的數(shù)量
ulint n_trx_ids;
// 以逆序排列的當(dāng)前獲取活躍事務(wù)id的數(shù)組
// 其up_limit_id<tx_id<low_limit_id
trx_id_t* trx_ids;
// 創(chuàng)建當(dāng)前視圖的事務(wù)id
trx_id_t creator_trx_id;
// 事務(wù)系統(tǒng)中的一致性視圖鏈表
UT_LIST_NODE_T(read_view_t) view_list;
};
然后通過debug，發(fā)現(xiàn)創(chuàng)建read_view結(jié)構(gòu)也是在上述的rr_sequential中操作的汹碱，繼續(xù)跟蹤調(diào)用棧:
rr_sequential
|-ha_rnd_next
|-rnd_next
|-index_first 在start_of_scan為true時(shí)候走當(dāng)前分支index_first
|-index_read
|-row_search_for_mysql
|-trx_assign_read_view
我們看下row_search_for_mysql里的一個(gè)分支:
row_search_for_mysql:
// 這邊只有select不加鎖模式的時(shí)候才會(huì)創(chuàng)建一致性視圖
else if (prebuilt->select_lock_type == LOCK_NONE) { // 創(chuàng)建一致性視圖
trx_assign_read_view(trx);
prebuilt->sql_stat_start = FALSE;
}
上面的注釋就是select for update(in share model)不會(huì)走M(jìn)VCC的原因粘衬。讓我們進(jìn)一步分析trx_assign_read_view函數(shù):
trx_assign_read_view
|-read_view_open_now
|-read_view_open_now_low
好了，終于到了創(chuàng)建read_view的主要階段,主要過程如下圖所示:
代碼過程為:
static read_view_t* read_view_open_now_low(trx_id_t cr_trx_id,mem_heap_t* heap)
{
read_view_t* view;
// 當(dāng)前事務(wù)系統(tǒng)中max_trx_id(即尚未被分配的trx_id)設(shè)置為low_limit_no
view->low_limit_no = trx_sys->max_trx_id;
view->low_limit_id = view->low_limit_no;
// CreateView構(gòu)造函數(shù)，會(huì)將非當(dāng)前事務(wù)和已經(jīng)在內(nèi)存中提交的事務(wù)給剔除稚新，即判斷條件為
// trx->id != m_view->creator_trx_id&& !trx_state_eq(trx, TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY)的
// 才加入當(dāng)前視圖列表
ut_list_map(trx_sys->rw_trx_list, &trx_t::trx_list, CreateView(view));
if (view->n_trx_ids > 0) {
// 將當(dāng)前事務(wù)系統(tǒng)中的最小id設(shè)置為up_limit_id,因?yàn)槭悄嫘蚺帕?/p>
view->up_limit_id = view->trx_ids[view->n_trx_ids - 1];
} else {
// 如果當(dāng)前沒有非當(dāng)前事務(wù)之外的活躍事務(wù)勘伺，則設(shè)置為low_limit_id
view->up_limit_id = view->low_limit_id;
}
// 忽略purge事務(wù)，purge時(shí)褂删，當(dāng)前事務(wù)id是0
if (cr_trx_id > 0) {
read_view_add(view);
}
// 返回一致性視圖
return(view);
}
行版本可見性:
由上面的lock_clust_rec_cons_read_sees可知,行版本可見性由read_view_sees_trx_id函數(shù)判斷:
/*********************************************************************//**
Checks if a read view sees the specified transaction.
@return true if sees */
UNIV_INLINE
bool
read_view_sees_trx_id(
/*==================*/
const read_view_t* view, /*!< in: read view */
trx_id_t trx_id) /*!< in: trx id */
{
if (trx_id < view->up_limit_id) {
return(true);
} else if (trx_id >= view->low_limit_id) {
return(false);
} else {
ulint lower = 0;
ulint upper = view->n_trx_ids - 1;
ut_a(view->n_trx_ids > 0);
do {
ulint mid = (lower + upper) >> 1;
trx_id_t mid_id = view->trx_ids[mid];
if (mid_id == trx_id) {
return(FALSE);
} else if (mid_id < trx_id) {
if (mid > 0) {
upper = mid - 1;
} else {
break;
}
} else {
lower = mid + 1;
}
} while (lower <= upper);
}
return(true);
}
其實(shí)上述函數(shù)就是一個(gè)二分法飞醉，read_view其實(shí)保存的是當(dāng)前活躍事務(wù)的所有事務(wù)id,如果當(dāng)前行版本對(duì)應(yīng)修改的事務(wù)id不在當(dāng)前活躍事務(wù)里面的話，就返回true,表示當(dāng)前版本可見屯阀，否則就是不可見,如下圖所示缅帘。
接上述lock_clust_rec_cons_read_sees的返回:
if (UNIV_LIKELY(srv_force_recovery < 5)
? ? && !lock_clust_rec_cons_read_sees(
? ? rec, index, offsets, trx->read_view)){
// 當(dāng)前處理的是當(dāng)前版本不可見的情況
// 通過undolog來返回到一致的可見版本
err = row_sel_build_prev_vers_for_mysql(
trx->read_view, clust_index,
prebuilt, rec, &offsets, &heap,
&old_vers, &mtr); ? ?
} else{
// 可見，然后返回
}
undolog搜索可見版本的過程
我們現(xiàn)在考察一下row_sel_build_prev_vers_for_mysql函數(shù):
row_sel_build_prev_vers_for_mysql
|-row_vers_build_for_consistent_read
主要是調(diào)用了row_ver_build_for_consistent_read方法返回可見版本:
dberr_t row_vers_build_for_consistent_read(...)
{
......
for(;;){
err = trx_undo_prev_version_build(rec, mtr,version,index,*offsets, heap,&prev_version);
......
trx_id = row_get_rec_trx_id(prev_version, index, *offsets);
// 如果當(dāng)前row版本符合一致性視圖难衰，則返回
if (read_view_sees_trx_id(view, trx_id)) {
......
break;
}
// 如果當(dāng)前row版本不符合钦无，則繼續(xù)回溯上一個(gè)版本(回到for循環(huán)的地方)
version = prev_version;
}
......
}
整個(gè)過程如下圖所示:
至于undolog怎么恢復(fù)出對(duì)應(yīng)版本的row記錄就又是一個(gè)復(fù)雜的過程了，由于篇幅原因召衔，在此略過不表铃诬。
read_view創(chuàng)建時(shí)機(jī)再討論
在創(chuàng)建一致性視圖的row_search_for_mysql的代碼中
// 只有非鎖模式的select才創(chuàng)建一致性視圖
else if (prebuilt->select_lock_type == LOCK_NONE) { // 創(chuàng)建一致性視圖
trx_assign_read_view(trx);
prebuilt->sql_stat_start = FALSE;
}
trx_assign_read_view中由這么一段代碼
// 一致性視圖在一個(gè)事務(wù)只創(chuàng)建一次
if (!trx->read_view) {
trx->read_view = read_view_open_now(
trx->id, trx->global_read_view_heap);
trx->global_read_view = trx->read_view;
}
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