MVCC概述

MVCC是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的 并发控制 。这项技术使得在InnoDB的事务隔离级别下执行一致性读操作有了保证。就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行，并且可以看到它们被更新之前的值，这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。

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快照读与当前读

快照读

快照读又叫一致性读，读取的是快照数据。不加锁的简单的SELECT都属于快照读，比如这样：

# 不加锁的非阻塞读,快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读。
SELECT * FROM player WHERE ...
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2

当前读

当前读读取的是记录的最新版本（最新数据，而不是历史版本的数据），读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
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INSERT、DELETE、UPDATE都会自动加上X锁

复习

隔离级别

SQL标准认定：

InnoDB采取的方案

网上有人说MVCC + Next-Key Lock只能解决一部分幻读问题，并不能完全解决

隐藏字段、Undo Log版本链

InnoDB的聚簇索引记录都包含两个必要的隐藏列。

• trx_id ：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的 事务id 赋值给trx_id 隐藏列。
• roll_pointer ：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到 undo日志 中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。
  
  每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个 roll_pointer 属性（ INSERT 操作对应的undo日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些 undo日志都连起来，串成一个链表：
  
  对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条 undo日志 中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被 roll_pointer 属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为 版本链 ，版本链的头节点就是当前记录最新的值。

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MVCC实现原理

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View。

在MVCC机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在Undo Log里。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪个版本的行记录呢?这时就需要用到ReadView了，它帮我们解决了行的可见性问题。

ReadView就是事务A在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来记录并维护系统当前活跃事务的ID(“活跃"指的就是，启动了但还没提交）。

Read View重要组成

• creator_trx_id：创建这个Read View的事务ID(事务和ReadView是一一对应的)。

说明：只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。

2. trx_ids ：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的 事务id列表 。
3. up_limit_id：活跃的事务中最小的事务ID。（活跃是执行未提交）
4. low_limit_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是系统最大的事务id值，这里要注意是系统中的事务id，需要区别于正在活跃的事务ID。

注意：low_limit_id并不是trx_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比如，现在有id为1，2，3这三个事务，之后id为3的事务提交了。那么一个新的读事务在生成ReadView时，trx_ids就包括1和2，up_limit_id的值就是1，low_limit_id的值就是4。(其实就是待分配给下一个事务的id)

设计思路

• 使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了。(最新版本有可能是修改了未提交，所以会产生脏读)
• 使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。
• 使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到 已经提交了的事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这是ReadView要解决的主要问题。

ReadView的规则

有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见。当前事务绑定一个对应的ReadView

• 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。

• 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的up_limit_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。

• 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的low_limit_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。

• 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在trx_ids列表中:

• 如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的(执行未提交)，该版本不可以被访问。
• 如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。

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MVCC整体操作流程

• 1. 首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID；
• 2. 获取 ReadView；
• 3. 查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较；
• 4. 如果不符合 ReadView 规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照；
• 5. 最后返回符合规则的数据。
     在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次Read View。

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例子

READ COMMITTED级别事务并发MVCC流程

使用READ COMMITTED隔离级别的事务中（三个事务并发）继续查找这个id 为 1的记录，如下：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'王五'
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每一个SELECT都会重新获取一个新的ReadView，所以会得到不同的值

对于当前并发的事务中绑定的第一个SELECT1的ReadView， creator_trx_id为0，trx_ids为[10，20，0]（自己的事务id也在里面），up_limit_id为10，low_limit_id为21，此时先看最新的版本号为20，在trx_ids里，证明是活跃的，由于隔离级别是READ COMMITTED，不能读取活跃的事务，那只能顺着版本链找到下一个版本，直到不在trx_ids里面，就是8，查询的结果就是张三

REPEATABLE READ级别事务并发MVCC流程

使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中(三个事务并发)继续查找这个 id 为 1 的记录，如下：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍为'张三',因为所有的ReadView都是同一个
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5
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如何解决幻读

假设现在有事务 A 和事务 B 并发执行， 事务 A 的事务 id 为 20 ， 事务 B 的事务 id 为 30 。

在开始查询之前，MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView，此时 ReadView 的内容如下： trx_ids= [20,30] ， up_limit_id=20 ，low_limit_id=31， creator_trx_id=20 。

# 事务 A 开始第一次查询数据
select * from student where id >= 1;
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2

• trx_id = 10的那条记录符合查询条件，由于trx_id=10，在[20，30]之前，表面事务A开启之前已经修改提交完成，所以对于事物A是可见的

• 然后B事务插入两条记录，并提交

# 事务 A 又开第二次查询数据
select * from student where id >= 1;
1
2

• 按查询条件，三条记录都符合，但由于在REPEATABLE READ隔离级别下，ReadView是事务中都是同一个，先看id=2 & trx_id=30的记录，30在[20， 30]里面，这表示 id=2 的这条数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的，所以这条数据不能让事务 A 看到。
• 同理，id=3 的这条数据，trx_id 也为 30，因此也不能被事务 A 看见。
• 两次读取的结果一致，并没有出现幻读的情况