1、MVCC

MVCC，全稱Multi-Version Concurrency Control，即多版本并發(fā)控制。MVCC是一種并發(fā)控制的方法，一般在數(shù)據(jù)庫管理系統(tǒng)中，實現(xiàn)對數(shù)據(jù)庫的并發(fā)訪問，在編程語言中實現(xiàn)事務(wù)內(nèi)存。

MVCC在MySQL InnoDB中的實現(xiàn)主要是為了提高數(shù)據(jù)庫并發(fā)性能，用更好的方式去處理讀寫沖突，做到即使有讀寫沖突時，也能做到不加鎖，非阻塞并發(fā)讀。

2、當(dāng)前讀

像select lock in share mode(共享鎖), select for update ; update, insert ,delete(排他鎖)這些操作都是一種當(dāng)前讀，為什么叫當(dāng)前讀？就是它讀取的是記錄的最新版本，讀取時還要保證其他并發(fā)事務(wù)不能修改當(dāng)前記錄，會對讀取的記錄進行加鎖。

3、快照讀（提高數(shù)據(jù)庫的并發(fā)查詢能力）

像不加鎖的select操作就是快照讀，即不加鎖的非阻塞讀；快照讀的前提是隔離級別不是串行級別，串行級別下的快照讀會退化成當(dāng)前讀；之所以出現(xiàn)快照讀的情況，是基于提高并發(fā)性能的考慮，快照讀的實現(xiàn)是基于多版本并發(fā)控制，即MVCC,可以認為MVCC是行鎖的一個變種，但它在很多情況下，避免了加鎖操作，降低了開銷；既然是基于多版本，即快照讀可能讀到的并不一定是數(shù)據(jù)的最新版本，而有可能是之前的歷史版本

4、當(dāng)前讀、快照讀、MVCC關(guān)系

MVCC多版本并發(fā)控制指的是維持一個數(shù)據(jù)的多個版本，使得讀寫操作沒有沖突，快照讀是MySQL為實現(xiàn)MVCC的一個非阻塞讀功能。MVCC模塊在MySQL中的具體實現(xiàn)是由三個隱式字段，undo日志、read view三個組件來實現(xiàn)的。

5、MVCC解決的問題

數(shù)據(jù)庫并發(fā)場景有三種，分別為：

1、讀讀：不存在任何問題，也不需要并發(fā)控制

2、讀寫：有線程安全問題，可能會造成事務(wù)隔離性問題，可能遇到臟讀、幻讀、不可重復(fù)讀

3、寫寫：有線程安全問題，可能存在更新丟失問題

MVCC是一種用來解決讀寫沖突的無鎖并發(fā)控制，也就是為事務(wù)分配單項增長的時間戳，為每個修改保存一個版本，版本與事務(wù)時間戳關(guān)聯(lián)，讀操作只讀該事務(wù)開始前的數(shù)據(jù)庫的快照，所以MVCC可以為數(shù)據(jù)庫解決以下問題：

1、在并發(fā)讀寫數(shù)據(jù)庫時，可以做到在讀操作時不用阻塞寫操作，寫操作也不用阻塞讀操作，提高了數(shù)據(jù)庫并發(fā)讀寫的性能

2、解決臟讀、幻讀、不可重復(fù)讀等事務(wù)隔離問題，但是不能解決更新丟失問題

6、MVCC實現(xiàn)原理

mvcc的實現(xiàn)原理主要依賴于記錄中的三個隱藏字段，undolog，read view來實現(xiàn)的。

隱藏字段

每行記錄除了我們自定義的字段外，還有數(shù)據(jù)庫隱式定義的DB_TRX_ID,DB_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等字段

DB_TRX_ID

6字節(jié)，最近修改事務(wù)id，記錄創(chuàng)建這條記錄或者最后一次修改該記錄的事務(wù)id

DB_ROLL_PTR

7字節(jié)，回滾指針，指向這條記錄的上一個版本,用于配合undolog，指向上一個舊版本

DB_ROW_ID

6字節(jié)，隱藏的主鍵，如果數(shù)據(jù)表沒有主鍵，那么innodb會自動生成一個6字節(jié)的row_id

記錄如圖所示：

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在上圖中，DB_ROW_ID是數(shù)據(jù)庫默認為該行記錄生成的唯一隱式主鍵，DB_TRX_ID是當(dāng)前操作該記錄的事務(wù)ID，DB_ROLL_PTR是一個回滾指針，用于配合undo日志，指向上一個舊版本

undo log

undolog被稱之為回滾日志，表示在進行insert，delete，update操作的時候產(chǎn)生的方便回滾的日志

當(dāng)進行insert操作的時候，產(chǎn)生的undolog只在事務(wù)回滾的時候需要，并且在事務(wù)提交之后可以被立刻丟棄

當(dāng)進行update和delete操作的時候，產(chǎn)生的undolog不僅僅在事務(wù)回滾的時候需要，在快照讀的時候也需要，所以不能隨便刪除，只有在快照讀或事務(wù)回滾不涉及該日志時，對應(yīng)的日志才會被purge線程統(tǒng)一清除（當(dāng)數(shù)據(jù)發(fā)生更新和刪除操作的時候都只是設(shè)置一下老記錄的deleted_bit，并不是真正的將過時的記錄刪除，因為為了節(jié)省磁盤空間，innodb有專門的purge線程來清除deleted_bit為true的記錄，如果某個記錄的deleted_id為true，并且DB_TRX_ID相對于purge線程的read view 可見，那么這條記錄一定時可以被清除的）

下面我們來看一下undolog生成的記錄鏈

1、假設(shè)有一個事務(wù)編號為1的事務(wù)向表中插入一條記錄，那么此時行數(shù)據(jù)的狀態(tài)為：

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2、假設(shè)有第二個事務(wù)編號為2對該記錄的name做出修改，改為lisi

在事務(wù)2修改該行記錄數(shù)據(jù)時，數(shù)據(jù)庫會對該行加排他鎖

然后把該行數(shù)據(jù)拷貝到undolog中，作為 舊記錄，即在undolog中有當(dāng)前行的拷貝副本

拷貝完畢后，修改該行name為lisi，并且修改隱藏字段的事務(wù)id為當(dāng)前事務(wù)2的id，回滾指針指向拷貝到undolog的副本記錄中

事務(wù)提交后，釋放鎖

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3、假設(shè)有第三個事務(wù)編號為3對該記錄的age做了修改，改為32

在事務(wù)3修改該行數(shù)據(jù)的時，數(shù)據(jù)庫會對該行加排他鎖

然后把該行數(shù)據(jù)拷貝到undolog中，作為舊紀錄，發(fā)現(xiàn)該行記錄已經(jīng)有undolog了，那么最新的舊數(shù)據(jù)作為鏈表的表頭，插在該行記錄的undolog最前面

修改該行age為32歲，并且修改隱藏字段的事務(wù)id為當(dāng)前事務(wù)3的id，回滾指針指向剛剛拷貝的undolog的副本記錄

事務(wù)提交，釋放鎖

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從上述的一系列圖中，大家可以發(fā)現(xiàn)，不同事務(wù)或者相同事務(wù)的對同一記錄的修改，會導(dǎo)致該記錄的undolog生成一條記錄版本線性表，即鏈表，undolog的鏈首就是最新的舊記錄，鏈尾就是最早的舊記錄。

Read View

上面的流程如果看明白了，那么大家需要再深入理解下read view的概念了。

Read View是事務(wù)進行快照讀操作的時候生產(chǎn)的讀視圖，在該事務(wù)執(zhí)行快照讀的那一刻，會生成一個數(shù)據(jù)系統(tǒng)當(dāng)前的快照，記錄并維護系統(tǒng)當(dāng)前活躍事務(wù)的id，事務(wù)的id值是遞增的。

其實Read View的最大作用是用來做可見性判斷的，也就是說當(dāng)某個事務(wù)在執(zhí)行快照讀的時候，對該記錄創(chuàng)建一個Read View的視圖，把它當(dāng)作條件去判斷當(dāng)前事務(wù)能夠看到哪個版本的數(shù)據(jù)，有可能讀取到的是最新的數(shù)據(jù)，也有可能讀取的是當(dāng)前行記錄的undolog中某個版本的數(shù)據(jù)

Read View遵循的可見性算法主要是將要被修改的數(shù)據(jù)的最新記錄中的DB_TRX_ID（當(dāng)前事務(wù)id）取出來，與系統(tǒng)當(dāng)前其他活躍事務(wù)的id去對比，如果DB_TRX_ID跟Read View的屬性做了比較，不符合可見性，那么就通過DB_ROLL_PTR回滾指針去取出undolog中的DB_TRX_ID做比較，即遍歷鏈表中的DB_TRX_ID，直到找到滿足條件的DB_TRX_ID,這個DB_TRX_ID所在的舊記錄就是當(dāng)前事務(wù)能看到的最新老版本數(shù)據(jù)。

Read View的可見性規(guī)則如下所示：

首先要知道Read View中的三個全局屬性：

trx_list:一個數(shù)值列表，用來維護Read View生成時刻系統(tǒng)正活躍的事務(wù)ID（1,2,3）

up_limit_id:記錄trx_list列表中事務(wù)ID最小的ID（1）

low_limit_id:Read View生成時刻系統(tǒng)尚未分配的下一個事務(wù)ID，（4）

具體的比較規(guī)則如下：

1、首先比較DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于，則當(dāng)前事務(wù)能看到DB_TRX_ID所在的記錄，如果大于等于進入下一個判斷

2、接下來判斷DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于則代表DB_TRX_ID所在的記錄在Read View生成后才出現(xiàn)的，那么對于當(dāng)前事務(wù)肯定不可見，如果小于，則進入下一步判斷

3、判斷DB_TRX_ID是否在活躍事務(wù)中，如果在，則代表在Read View生成時刻，這個事務(wù)還是活躍狀態(tài)，還沒有commit，修改的數(shù)據(jù)，當(dāng)前事務(wù)也是看不到，如果不在，則說明這個事務(wù)在Read View生成之前就已經(jīng)開始commit，那么修改的結(jié)果是能夠看見的。

7、MVCC的整體處理流程

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從上述表格中，我們可以看到，當(dāng)事務(wù)2對某行數(shù)據(jù)執(zhí)行了快照讀，數(shù)據(jù)庫為該行數(shù)據(jù)生成一個Read View視圖，可以看到事務(wù)1和事務(wù)3還在活躍狀態(tài)，事務(wù)4在事務(wù)2快照讀的前一刻提交了更新，所以，在Read View中記錄了系統(tǒng)當(dāng)前活躍事務(wù)1，3，維護在一個列表中。同時可以看到up_limit_id的值為1，而low_limit_id為5，如下圖所示：

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在上述的例子中，只有事務(wù)4修改過該行記錄，并在事務(wù)2進行快照讀前，就提交了事務(wù)，所以該行當(dāng)前數(shù)據(jù)的undolog如下所示：

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當(dāng)事務(wù)2在快照讀該行記錄的是，會拿著該行記錄的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活躍事務(wù)列表進行比較，判讀事務(wù)2能看到該行記錄的版本是哪個。

具體流程如下：先拿該行記錄的事務(wù)ID（4）去跟Read View中的up_limit_id相比較，判斷是否小于，通過對比發(fā)現(xiàn)不小于，所以不符合條件，繼續(xù)判斷4是否大于等于low_limit_id,通過比較發(fā)現(xiàn)也不大于，所以不符合條件，判斷事務(wù)4是否處理trx_list列表中，發(fā)現(xiàn)不再次列表中，那么符合可見性條件，所以事務(wù)4修改后提交的最新結(jié)果對事務(wù)2 的快照是可見的，因此，事務(wù)2讀取到的最新數(shù)據(jù)記錄是事務(wù)4所提交的版本，而事務(wù)4提交的版本也是全局角度的最新版本。如下圖所示：

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當(dāng)上述的內(nèi)容都看明白了的話，那么大家就應(yīng)該能夠搞清楚這幾個核心概念之間的關(guān)系了，下面我們講一個不同的隔離級別下的快照讀的不同。

8、RC、RR級別下的InnoDB快照讀有什么不同

因為Read View生成時機的不同，從而造成RC、RR級別下快照讀的結(jié)果的不同

1、在RR級別下的某個事務(wù)的對某條記錄的第一次快照讀會創(chuàng)建一個快照即Read View,將當(dāng)前系統(tǒng)活躍的其他事務(wù)記錄起來，此后在調(diào)用快照讀的時候，還是使用的是同一個Read View,所以只要當(dāng)前事務(wù)在其他事務(wù)提交更新之前使用過快照讀，那么之后的快照讀使用的都是同一個Read View,所以對之后的修改不可見

2、在RR級別下，快照讀生成Read View時，Read View會記錄此時所有其他活動和事務(wù)的快照，這些事務(wù)的修改對于當(dāng)前事務(wù)都是不可見的，而早于Read View創(chuàng)建的事務(wù)所做的修改均是可見

3、在RC級別下，事務(wù)中，每次快照讀都會新生成一個快照和Read View,這就是我們在RC級別下的事務(wù)中可以看到別的事務(wù)提交的更新的原因。

總結(jié)：在RC隔離級別下，是每個快照讀都會生成并獲取最新的Read View,而在RR隔離級別下，則是同一個事務(wù)中的第一個快照讀才會創(chuàng)建Read View，之后的快照讀獲取的都是同一個Read View.