多版本并发控制

1. 什么是 MVCC

MVCC 就是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。MVCC 可以让在 InnoDB 的事务隔离级别下执行一致性读操作有了保证，也就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行，而且还可以看到被更新之前的值，这样在查询时就不用等待另外一个事务释放锁。

在 MySQL 中只有 InnoDB 才支持 MVCC 的实现机制

2. 快照读与当前读

MVCC 主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读-写冲突，做到即使有读写冲突时，也可以做到不加锁、非阻塞并发读。这个读就是指的是快照读，而非当前读。当前读是一种加锁的操作，是悲观锁的实现。MVCC本质上采用乐观锁的思想的一种方式

2.1 快照读

又叫一致性读，读取的是快照数据。不加锁的简单SELECT 都属于快照读

SELECT * FROM player WHERE..

为了提高并发性能。在多数情况避免了加锁操作，降低开销

基于多版本，快照读锁读到的数据并不一定是数据的最新版本，可能是之前的历史版本

快照读的前提是隔离级别不是串行化级别，在串行化级别下的快照读会退化成当前读

2.2 当前读

当前读读取的是数据的最新版本，读取时还要保证其他事务不能修改当前数据，会对读取到的数据进行加锁。加锁的 SELECT，或者对数据进行增删改都会进行当前读

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
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁

3. 复习

3.1 隔离级别

SQL中

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MySQL中，默认的隔离级别为可重复读，可以解决脏读和不可重复读。

MVCC 可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题。大多数情况下，可以替代行级锁，降低系统开销

3.2 隐藏字段、Undo Log 版本链

trx_id：一个事务对某条聚簇索引改动时，会将该事务的事务id赋给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

insert undo只在事务回滚时起作用，当事务提交后，该类型的undo日志就没用了，它占用的Undo Log Segment也会被系统回收（也就是该undo日志占用的Undo页面链表要么被重用，要么被释
放）

若两个事务对该条记录进行UPDATE操作

顺序	事务10	事务20
1	BEGIN;
2		BEGIN;
3	UPDATE student SET name=“李四” WHERE id=1;
4	UPDATE student SET name=“王五” WHERE id=1;
5	COMMIT;
6		UPDATE student SET name=“钱七” WHERE id=1;
7		UPDATE student SET name=“宋八” WHERE id=1;
8		COMMIT;

两个事务不可以交叉更新同一条数据，会出现脏写情况发生

每次对记录进行改动，都会生成一条 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，因为没有更早期的版本），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。

每个版本中还包含生成该版本时对应的 事务id 。

4. MVCC 实现原理之ReadView

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View

4.1 什么是 ReadView

在 MVCC 机制中，多个事务对同一记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在了 Undo Log 中。若一个事务要查询这个记录，需要读取哪个版本的行记录？需要用到 ReadVIew ，它帮我们解决行的可见性问题

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 为每个事务创建了一个数组，用来记录并维护系统当前活跃事务的ID（活跃指的是已经启动但还未提交或回滚的事务）

4.2 设计思路

在 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务，可以读到未提交事务修改过的数据，所以直接读取记录的最新版本

在 SERIABLIZABLE 隔离级别的事务中，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后的事务修改过的记录。若一个事务已经修改但未提交，则不能直接读取最新版本的记录，核心问题是需要判断版本链中哪个版本是当前事务可见的。

ReadView 中主要包含 4 个比较重要的内容

creator_trx_id，创建这个 Read View 的事务 ID

只有对记录做改动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

trx_ids：在生成 ReadView 时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表
up_limit_id：活跃的事务中最小的事务ID
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（活跃状态） id 值。

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。

4.3 ReadView 的规则 ⭐

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，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。

4.4 MVCC 整体操作流程⭐

首先获取事务自己的事务 ID
获取 ReadView
查询得到的数据，和 ReadView 中的事务版本号进行比较
若不符合 ReadView 规则，则需要从 Undo Log 中获取历史快照
最后返回符合规则的数据

若某个版本的数据对当前事务不可见时，就顺着版本链找到前一个版本的数据，继续判断可见性，直到版本链中最旧的一个版本。若最后一个版本也不可见，就意味着该记录对该事务完全不可见，查询不到该记录

InnoDB 中，MVCC 是通过 Undo Log + Read View 进行数据读取，Undo Log 保存了历史快照，而 Read View 规则帮我们判断当前版本的数据是否可见

在读已提交（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

例如：

事务	说明
begin;
select * from student where id >2;	获取一次Read View
…….
select * from student where id >2;	获取一次Read View
commit;

此时同样的查询语句都会重新获取一次 Read View，这时 Read View 不同，就可能产生不可重复读或幻读的情况

当隔离级别为可重复读时，就避免了不可重复读。一个事务只有在第一次 SELECT 时会获取一次 Read View，后面相同的SELECT 语句都会复用这个 Read View

5. 举例说明

假设现在 student 表中只有一条由 事务id为 8的事务插入的一条记录：

SELECT * from student;
+----+--------+---------+
| id | name   | class   |
+----+--------+---------+
|  1 | 张三   |  一班    |
+----+--------+---------+

MVCC 只能在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下使用。

5.1 READ COMMITTED 隔离级别下

READ COMMITTED：每次读取数据前都生成了一个 ReadView

现在有两个事务id分别为 10、20

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...

此时，表中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下：

假设有一个事务隔离级别为：READ COMMITTED 开始执行：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

SELECT1的执行过程如下

步骤1：在执行SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的trx_ids 列表的内容为：[10,20] ，up_limit_id为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id为 0

步骤2：从版本链中选择可见的记录，最新版本中name列内容为：‘王五’，该版本的trx_id值为 10 ，在 trx_ids列表内，不符合可见性要求，根据 roll_pointer跳到下一个版本

步骤3：下一个版本的列name 的内容是‘李四’，该版本的trx_id值为10，也在trx_ids列表内，不符合要求，继续下个版本

步骤4：下个版本的内容为‘张三’，该版本的trx_id值为 8，小于 ReadView 中的up_limit_id 值10，所以符合要求，返回张三的记录

之后，将事务id 为 10 的事务提交一下：

# Transaction 10
BEGIN

UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

COMMIT;

再在事务id 为 20 的事务更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此时，表中id为 1 的记录的版本链为：

再到刚才使用READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找这个 id 为 1 的记录

# 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'

SELECT2 的执行过程

步骤1：在执行SELECT 语句时又会单独生成一个ReadView，该 ReadView 的trx_ids列表的内容为 [20] ，up_limit_id 为 20，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0

步骤2：从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name值为‘宋八’，该版本的trx_id值为20，在trx_ids列表中，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本

步骤3：下一个版本的列name的内容‘钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本

步骤4：下个版本的列name值为‘王五’，该版本的trx_id值为10，小于ReadView 中的up_limit_id值20 所以是符合要求的，返回该条记录

使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的 ReadView

5.2 REPEATABLE READ 隔离级别

只会在第一次执行查询语句时生成一个ReadView，之后查询就不会重复生成

比如，系统里有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...

隔离级别为REPEATABLE READ 的事务开始执行：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

SELECT1执行过程如下：

步骤1：在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的trx_ids列表内容为[10,20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id为21，creator_trx_id为0

步骤3：下一个版本的列name 的内容是‘李四’，该版本的trx_id值为10，也在trx_ids列表内，不符合要求，继续下个版本

步骤4：下个版本的内容为‘张三’，该版本的trx_id值为 8，小于 ReadView 中的up_limit_id 值10，所以符合要求，返回张三的记录

将事务id 为 10的事务提交

# Transaction 10
BEGIN;

UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

COMMIT;

然后再到事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此时表中 id 为 1 的记录版本链为：

然后再到刚才使用REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找这个 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'

SELECT2 的执行过程

步骤1：当前事务隔离级别为REPEATABLE READ，之前执行SELECT1已经生成过了ReadView了，此时直接复用之前的ReadView，之前的 ReadView 的trx_ids列表的内容为 [10,20] ，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0

步骤3：下一个版本的列name的内容‘钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本

步骤4：下个版本的列name值为‘王五’，该版本的trx_id值为10，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本，同理‘李四’也不符合要求，继续跳到下个版本

步骤5：下个版本的列name值为‘张三’，该版本的trx_id值为8，小于 ReadView 中的up_limit_id 值10，所以符合要求，返回张三的记录

5.3 如何解决幻读

假设表中只有一条数据，数据内容中，主键 id = 1，隐藏的 trx_id = 10，undo log 如下图所示

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 。

步骤1：事务 A 开始第一次查询数据，查询的 SQL 语句如下。

select * from student where id >= 1;

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 。

由于此时表 student 中只有一条数据，且符合 where id>=1 条件，因此会查询出来。然后根据 ReadView机制，发现该行数据的trx_id=10，小于事务 A 的 ReadView 里 up_limit_id，这表示这条数据是事务 A 开启之前，其他事务就已经提交了的数据，因此事务 A 可以读取到。

结论：事务 A 的第一次查询，能读取到一条数据，id=1。

步骤2：接着事务 B(trx_id=30)，往表 student 中新插入两条数据，并提交事务

insert into student(id,name) values(2,'李四');
insert into student(id,name) values(3,'王五');

此时表student 中就有三条数据了，对应的 undo 如下图所示：

步骤3：接着事务 A 开启第二次查询，根据可重复读隔离级别的规则，此时事务 A 并不会再重新生成
ReadView。此时表 student 中的 3 条数据都满足 where id>=1 的条件，因此会先查出来。然后根据
ReadView 机制，判断每条数据是不是都可以被事务 A 看到

1）首先 id=1 的这条数据，前面已经说过了，可以被事务 A 看到。

2）然后是 id=2 的数据，它的 trx_id=30，此时事务 A 发现，这个值处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之
间，因此还需要再判断 30 是否处于 trx_ids 数组内。由于事务 A 的 trx_ids=[20,30]，因此在数组内，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

3）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

结论：最终事务 A 的第二次查询，只能查询出 id=1 的这条数据。这和事务 A 的第一次查询的结果是一样的，因此没有出现幻读现象，所以说在 MySQL 的可重复读隔离级别下，不存在幻读问题。

6. 总结

核心点 ReadView 的原理，READ COMMITTD、REPEATABLE READ这两个隔离级别中不同点生成 ReadView 时机不同：

READ COMMITTD：在每次进行SELECT 操作前都会生成一个 ReadView
REPEATABLE READ：只有在第一次 SELECT 操作前会生成一个 ReadView，之后查询都复用这个 ReadView

执行 DELETE 语句或更新主键的 UPDATE 语句并不会立即把对应记录完全从页面中删除，而是执行一个所谓的 delete mark 操作，相当于对记录做个删除标志，主要是为了 MVCC 服务的

通过 MVCC 可以解决：

读写之间阻塞的问题。通过 MVCC 可以让读写互相不阻塞，可以提升事务并发处理能力
降低了死锁的概率。MVCC 采用了乐观锁的方式，读取数据时并不需要加锁，写操作，只是锁定必要的行
解决快照读的问题。当查询数据库在某个时间点的快照时，只能看到这个时间点之前事务提交更新的结果，不能看到这个时间点之后事务提交的更新结果