title: MySQL · myrocks · myrocks之事务处理

author: 张远

前言

mysql目前支持的事务引擎有innodb,tokudb. rocksdb加入mysql阵营后，mysql支持的事务引擎增长至3个。

myrocks目前支持的事务隔离级别有read-committed和repeatable-read. 同innodb一样，myrocks也支持MVCC机制。

可以说，myrocks提供了很好的事务支持，能够满足的一般业务的事务需求。

sequence number

谈到rocksdb事务，就必须提及rocksdb中的sequence number机制。rocksdb中的每一条记录都有一个sequence number, 这个sequence number存储在记录的key中。

InternalKey: | User key (string) | sequence number (7 bytes) | value type (1 byte) |

对于同样的User key记录，在rocksdb中可能存在多条，但他们的sequence number不同。

sequence number是实现事务处理的关键，同时也是MVCC的基础。

snapshot

snapshot是rocksdb的快照信息，snapshot实际就是对应一个sequence number.

简单的讲，假设snapshot的sequence number为Sa, 那么对于此snapshot来说，只能看到sequence number<=sa的记录，sequence number>sa的记录是不可见的。

snapshot 结构
snapshot 主要包含sequence number和snapshot创建时间,sequence number 取自当前的sequence number.

class SnapshotImpl : public Snapshot {  SequenceNumber number_;  // sequenct number  int64_t unix_time_;      // snapshow创建时间  ......};

snapshot 管理
snapshot由全局双向链表管理，根据sequence number排序。snapshot的创建和删除都需要维护双向链表。

snapshot与compact
rocksdb的compact操作与snapshot有紧密联系。以我们熟悉的innodb为例，rocksdb的compact类似于innodb的purge操作，而snapshot类似于InnoDB的read view. innodb做purge操作时会根据已有的read view来判断哪些undo log可以purge，而rocksdb的compact操作会根据已有snapshot信息即全局双向链表来判断哪些记录在compace时可以清理。

判断的大体原则是，从全局双向链表取出最小的snapshot sequence number Sn. 如果已删除的老记录sequence number <=Sn, 那么这些老记录在compact时可以清理掉。

MVCC

有了snapshot，MVCC实现起来就很顺利了。记录的sequence number天然的提供了记录的多版本信息。

每次查询用户记录时，并不需要加锁。而是根据当前的sequence number Sn创建一个snapshot, 查询过程中只取小于或等于Sn的最大sequence number的记录。查询结束时释放snapshot.

关键代码段

DBIter::FindNextUserEntryInternal if (ikey.sequence <= sequence_) {   if (skipping &&      user_comparator_->Compare(ikey.user_key, saved_key_.GetKey()) <= 0) {     num_skipped++;  // skip this entry     PERF_COUNTER_ADD(internal_key_skipped_count, 1);   } else {     switch (ikey.type) {       case kTypeDeletion:       case kTypeSingleDeletion:         // Arrange to skip all upcoming entries for this key since         // they are hidden by this deletion.         saved_key_.SetKey(             ikey.user_key,             !iter_->IsKeyPinned() || !pin_thru_lifetime_ /* copy */);         skipping = true;         num_skipped = 0;         PERF_COUNTER_ADD(internal_delete_skipped_count, 1);         break;       case kTypeValue:         valid_ = true;         saved_key_.SetKey(             ikey.user_key,             !iter_->IsKeyPinned() || !pin_thru_lifetime_ /* copy */);         return;       case kTypeMerge:              ......

隔离级别

隔离级别也是通过snapshot来实现的。在innodb中，隔离级别为read-committed时，事务中每的个stmt都会建立一个read view, 隔离级别为repeatable-read时,只在事务开启时建立一次read view. rocksdb同innodb类似，隔离级别为read-committed时，事务中每的个stmt都会建立一个snapshot, 隔离级别为repeatable-read时,只在事务开启时第一个stmt建立一次snapshot.

关键代码片段

rocksdb_commit:  if (my_core::thd_tx_isolation(thd) <= ISO_READ_COMMITTED)  {    // For READ_COMMITTED, we release any existing snapshot so that we will    // see any changes that occurred since the last statement.    tx->release_snapshot();  }

隔离级别实现差异
在read committed隔离级别下，如果一个大事务要更新1000w行，当它更新了前900w行时，

同时另一个事务已经更新了后100w行，那么myrocks会重新获取快照，再次尝试更新，这样

更新的是新提交的数据，也符合read committed逻辑。具体的讨论可以参考最近的.

而之前的处理方式是直接报死锁错误。

rocksdb::Status ha_rocksdb::get_for_update(    Rdb_transaction*             tx,    rocksdb::ColumnFamilyHandle* column_family,    const rocksdb::Slice&        key,    std::string*                 value) const{  rocksdb::Status s= tx->get_for_update(column_family, key, value);  // If we have a lock conflict and we are running in READ COMMITTTED mode  // release and reacquire the snapshot and then retry the get_for_update().  if (s.IsBusy() && my_core::thd_tx_isolation(ha_thd()) == ISO_READ_COMMITTED)  {    tx->release_snapshot();    tx->acquire_snapshot(false);    s= tx->get_for_update(column_family, key, value);  }  return s;}

innodb不会出现上述情况，当第一个大事更新是会持有b树的index lock, 第二个事务会一直等待index lock直至第一个事务提交完成。

锁

myrocks目前只支持一种锁类型：排他锁（X锁），并且所有的锁信息都保存在内存中。

锁结构
每个锁实际上存储的哪条记录被哪个事务锁住。

struct LockInfo {  TransactionID txn_id;      // Transaction locks are not valid after this time in us   uint64_t expiration_time;  ......  }

每个锁实际是key和LockInfo的映射. 锁信息都保存在map中

struct LockMapStripe {  std::unordered_map
    
      keys;  ......}

为了减少全局锁信息访问的冲突， rocksdb将锁信息进行按key hash分区，

struct LockMap {    std::vector
    
      lock_map_stripes_;}

同时每个column family 存储一个这样的LockMap.

using LockMaps = std::unordered_map
    
     >;LockMaps lock_maps_;

锁相关参数：

max_num_locks：事务锁个数限制

expiration：事务过期时间

通过设置以上两个参数，来控制事务锁占用过多的内存。

死锁检测

rocksdb内部实现了简单的死锁检测机制，每次加锁发生等待时都会向下面的map中插入一条等待信息，表示一个事务id等待另一个事务id.

同时会检查wait_txn_map_是否存在等待环路，存在环路则发生死锁。

std::unordered_map
    
      wait_txn_map_;

死锁检测关键代码片段

TransactionLockMgr::IncrementWaiters:    for (int i = 0; i < txn->GetDeadlockDetectDepth(); i++) {      if (next == id) {        DecrementWaitersImpl(txn, wait_id);        return true;      } else if (wait_txn_map_.count(next) == 0) {        return false;      } else {        next = wait_txn_map_[next];      }    }

死锁检测相关参数

deadlock_detect：是否开启死锁检测

deadlock_detect_depth：死锁检查深度，默认50

gap lock

innodb中是存在gap lock的，主要是为了实现repeatable read和唯一性检查的。

而在rocksdb中，不支持gap lock(rocksdb insert是也会多对唯一键加锁，以防止重复插入，

严格的来讲也算是gap lock).

那么在rocksdb一些需要gap lock的地方，目前是报错和打印日志来处理的。

binlog XA & 2pc

myrocks最近也支持了binlog xa.

在开启binlog的情况下，myrocks提交时，会经历两阶段提交阶段。

prepare阶段，根据server层生成的xid(由MySQLXid+server_id+qurey_id组成），在rockdb内部执行2pc操作，生成Prepare(xid),EndPrepare()记录。

commit阶段，根据事务成还是失败，生成Commit(xid)或Rollback(xid)记录。

rocksdb 2pc参考

总结

myrocks在事务处理方面还有些不完善的地方，比如锁类型只有单一的X锁，不支持gap lock，纯内存锁占用内存等。 myrocks社区正在持续改进中，一起期待。