背景知识

    为了便于理解下文，我们先简单梳理下Innodb中的事务、视图、多版本的相关背景知识。

    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。

    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？ 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。

    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。当然这不是本文讨论的重点。后续在单独针对临时表的优化时会谈及undo相关的知识。

    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。

    问题一：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。

    在Percona Server中也做了类似的优化，但与5.7不同的是，其不集中管理所有的视图，而是每个事务对象(trx_t)上都挂载一个预分配的视图对象，在事务对象销毁时释放(事务对象本身对session而言也是重用的)。

    问题二：视图对象中保存全局事务ID时，需要扫描事务链表

    正如上面描述的，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5.5及之前版本需要遍历所有的活跃事务，而在5.6中，将事务链表拆分成了只读事务链表，和读写事务链表，这样我们只需要遍历读写事务链表，拷贝事务ID即可。

    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。不过就该优化点而言，Percona Serve同样走在了前面，相同的思路实现在Percona Server 5.6中。

    问题三: 用户需要显式开启只读事务，才会放入只读事务链表

    尽量在5.6中已经将事务链表拆分成了只读事务链表和读写事务链表（AUTOCOMMIT的SELECT不加入任何链表），但用户需要显式的指定事务以只读模式打开（START TRANSACTION READ ONLY）或者设置SESSION变量tx_read_only。

    显然这种方式对用户而言是极不友好的，因此在5.7中做了比较彻底的改变，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：

    1. BEGIN;
    3. SELECT; //事务开始，不分配事务ID，不分配回滚段；
    5. 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；
    7. 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。

    那么问题来了，既然只读的事务不分配事务ID，那么如何标示事务呢，在5.7中，使用事务对象的地址来进行计算得到一个唯一的事务ID。执行’SHOW ENGINE INNODB STATUS’不再显示活跃的只读事务，只能通过INNODB_TRX表来查询。这是一个需要注意的点，因为很多人都是通过前者来找到长时间未提交的事务。

    另外一个比较有意思的小优化是，对于AUTOCOMMIT的只读查询，关闭视图时，并不是立刻从视图链表中移除，而是设置一个简单的close标记；该session下次需要打开该read view时，如果这期间没有任何读写事务，就可以直接重用上次的read view，清楚close标记，这样打开、关闭视图都无需获取trx_sys->mutex。

    问题四：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 val=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：

    1.持有lock_sys->mutex

    1. 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；

    3.创建显式锁对象

    4.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

    1. 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

    在事务commit，释放记录锁前，会先判断引用记录数是否为0，如果不为0，表示正有其他事务为其转换显式锁，这时候需要等待，直到计数为0，才能进入释放事务记录锁阶段。

    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。

    除了上述提到的几点事务优化外，在5.7版本中还对事务系统部分的代码做了重构，完全用C++重写；引入了一个POOL结构，事务对象和锁对象都可以缓存复用。大家可以阅读几个相关的worklog，以更好的理解上述优化：

    http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6047

    http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6578

    http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6899

    http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6906