标签：事务快照记录 DB 详解 MVCC ID

1. 概念

1.1 什么是 MVCC

MVCC，全称 Multi-Version Concurrency Control ，即多版本并发控制。MVCC 是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。
MVCC 在 MySQL InnoDB 中的实现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，也能做到不加锁，非阻塞并发读

1.2 什么是当前读和快照读？

1.2.1 当前读

像 select lock in share mode (共享锁), select for update; update; insert; delete (排他锁)这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读？就是它读取的是记录的最新版本，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

1.2.2 快照读

像不加锁的 select 操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读；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；之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于多版本并发控制，即 MVCC ,可以认为 MVCC 是行锁的一个变种，但它在很多情况下，避免了加锁操作，降低了开销；既然是基于多版本，即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的历史版本。

说白了 MVCC 就是为了实现读-写冲突不加锁，而这个读指的就是快照读, 而非当前读，当前读实际上是一种加锁的操作，是悲观锁的实现

1.3 当前读，快照读和MVCC的关系

MVCC 多版本并发控制是「维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突」的概念，只是一个抽象概念，并非实现
因为 MVCC 只是一个抽象概念，要实现这么一个概念，MySQL 就需要提供具体的功能去实现它，「快照读就是 MySQL 实现 MVCC 理想模型的其中一个非阻塞读功能」。而相对而言，当前读就是悲观锁的具体功能实现
要说的再细致一些，快照读本身也是一个抽象概念，再深入研究。MVCC 模型在 MySQL 中的具体实现则是由 3 个隐式字段，undo 日志， Read View 等去完成的，具体可以看下面的 MVCC 实现原理。

1.4 MVCC 能解决什么问题，好处是？

数据库并发场景有三种，分别为：
读-读：不存在任何问题，也不需要并发控制
读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
写-写：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失
MVCC 带来的好处是？
多版本并发控制（MVCC）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制，也就是为事务分配单向增长的时间戳，为每个修改保存一个版本，版本与事务时间戳关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题：
在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题

简而言之，MVCC 就是因为大佬们，不满意只让数据库采用悲观锁这样性能不佳的形式去解决读-写冲突问题，而提出的解决方案，所以在数据库中，因为有了 MVCC，所以我们可以形成两个组合：
MVCC + 悲观锁
MVCC解决读写冲突，悲观锁解决写写冲突
MVCC + 乐观锁
MVCC 解决读写冲突，乐观锁解决写写冲突

这种组合的方式就可以最大程度的提高数据库并发性能，并解决读写冲突，和写写冲突导致的问题。

2. MVCC 的实现原理

MVCC 的目的就是多版本并发控制，在数据库中的实现，就是为了解决读写冲突，它的实现原理主要是依赖记录中的 3个隐式字段，undo日志， Read View 来实现的。所以我们先来看看这个三个 point 的概念。

2.1 隐式字段

每行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的 DB_TRX_ID, DB_ROLL_PTR, DB_ROW_ID 等字段
DB_TRX_ID：
6 byte，最近修改(修改/插入)事务 ID：记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务 ID
DB_ROLL_PTR：
7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于 rollback segment 里）
DB_ROW_ID：
6 byte，隐含的自增 ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB 会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引
实际还有一个删除 flag 隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除 flag 变了

如上图，DB_ROW_ID 是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键，DB_TRX_ID 是当前操作该记录的事务 ID ,而 DB_ROLL_PTR 是一个回滚指针，用于配合 undo日志，指向上一个旧版本

2.2 undo日志

undo log 主要分为两种：
insert undo log
代表事务在 insert 新记录时产生的 undo log, 只在事务回滚时需要，并且在事务提交后可以被立即丢弃
update undo log
事务在进行 update 或 delete 时产生的 undo log ; 不仅在事务回滚时需要，在快照读时也需要；所以不能随便删除，只有在快速读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被 purge 线程统一清除

从前面的分析可以看出，为了实现 InnoDB 的 MVCC 机制，更新或者删除操作都只是设置一下老记录的 deleted_bit ，并不真正将过时的记录删除。
为了节省磁盘空间，InnoDB 有专门的 purge 线程来清理 deleted_bit 为 true 的记录。为了不影响 MVCC 的正常工作，purge 线程自己也维护了一个read view（这个 read view 相当于系统中最老活跃事务的 read view ）;如果某个记录的 deleted_bit 为 true ，并且 DB_TRX_ID 相对于 purge 线程的 read view 可见，那么这条记录一定是可以被安全清除的。
对 MVCC 有帮助的实质是 update undo log ，undo log 实际上就是存在 rollback segment 中旧记录链，它的执行流程如下：
一、比如一个有个事务插入 persion 表插入了一条新记录，记录如下，name 为 Jerry , age 为 24 岁，隐式主键是 1，事务 ID 和回滚指针，我们假设为 NULL。

二、现在来了一个事务 1 对该记录的 name 做出了修改，改为 Tom

在事务 1 修改该行(记录)数据时，数据库会先对该行加排他锁
然后把该行数据拷贝到 undo log 中，作为旧记录，既在 undo log 中有当前行的拷贝副本
拷贝完毕后，修改该行name为Tom，并且修改隐藏字段的事务 ID 为当前事务 1 的 ID, 我们默认从 1 开始，之后递增，回滚指针指向拷贝到 undo log 的副本记录，既表示我的上一个版本就是它
事务提交后，释放锁

三、又来了个事务 2 修改 person 表的同一个记录，将age修改为 30 岁

在事务2修改该行数据时，数据库也先为该行加锁
然后把该行数据拷贝到 undo log 中，作为旧记录，发现该行记录已经有 undo log 了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在该行记录的 undo log 最前面
修改该行 age 为 30 岁，并且修改隐藏字段的事务 ID 为当前事务 2 的 ID, 那就是 2 ，回滚指针指向刚刚拷贝到 undo log 的副本记录
事务提交，释放锁。

从上面，我们就可以看出，不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的undo log成为一条记录版本线性表，既链表，undo log 的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录（当然就像之前说的该 undo log 的节点可能是会 purge 线程清除掉，向图中的第一条 insert undo log，其实在事务提交之后可能就被删除丢失了，不过这里为了演示，所以还放在这里）。

2.3 Read View 读视图

什么是 Read View，说白了 Read View 就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的 ID (当每个事务开启时，都会被分配一个 ID , 这个 ID 是递增的，所以最新的事务，ID 值越大)

所以我们知道 Read View 主要是用来做可见性判断的, 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个 Read View 读视图，把它比作条件用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的undo log里面的某个版本的数据。

Read View遵循一个可见性算法，主要是将要被修改的数据的最新记录中的 DB_TRX_ID（即当前事务 ID ）取出来，与系统当前其他活跃事务的 ID 去对比（由 Read View 维护），如果 DB_TRX_ID 跟 Read View 的属性做了某些比较，不符合可见性，那就通过 DB_ROLL_PTR 回滚指针去取出 Undo Log 中的 DB_TRX_ID 再比较，即遍历链表的 DB_TRX_ID（从链首到链尾，即从最近的一次修改查起），直到找到满足特定条件的 DB_TRX_ID , 那么这个 DB_TRX_ID 所在的旧记录就是当前事务能看见的最新老版本

那么这个判断条件是什么呢？

该方法展示了我们拿 DB_TRX_ID 去跟 Read View 某些属性进行怎么样的比较

可以把 Read View 简单的理解成有三个全局属性:

trx_list（名称我随意取的）
一个数值列表
用于维护 Read View 生成时刻系统正活跃的事务 ID 列表

up_limit_id

lower water remark
是 trx_list 列表中事务 ID 最小的 ID

low_limit_id

3. hight water mark
ReadView 生成时刻系统尚未分配的下一个事务 ID ，也就是 目前已出现过的事务 ID 的最大值 + 1
为什么是 low_limit ? 因为它也是系统此刻可分配的事务 ID 的最小值

首先比较 DB_TRX_ID < up_limit_id , 如果小于，则当前事务能看到 DB_TRX_ID 所在的记录，如果大于等于进入下一个判断
接下来判断 DB_TRX_ID >= low_limit_id , 如果大于等于则代表 DB_TRX_ID 所在的记录在 Read View 生成后才出现的，那对当前事务肯定不可见，如果小于则进入下一个判断
判断 DB_TRX_ID 是否在活跃事务之中，trx_list.contains (DB_TRX_ID)，如果在，则代表我 Read View 生成时刻，你这个事务还在活跃，还没有 Commit，你修改的数据，我当前事务也是看不见的；如果不在，则说明，你这个事务在 Read View 生成之前就已经 Commit 了，你修改的结果，我当前事务是能看见的

3. 整体流程

当事务 2 对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View读视图，假设当前事务 ID 为 2，此时还有事务1和事务3在活跃中，事务 4 在事务 2 快照读前一刻提交更新了，所以 Read View 记录了系统当前活跃事务 1，3 的 ID，维护在一个列表上，假设我们称为trx_list

Read View 不仅仅会通过一个列表 trx_list 来维护事务 2执行快照读那刻系统正活跃的事务 ID 列表，还会有两个属性 up_limit_id（ trx_list 列表中事务 ID 最小的 ID ），low_limit_id ( 快照读时刻系统尚未分配的下一个事务 ID ，也就是目前已出现过的事务ID的最大值 + 1 资料传送门 | 呵呵一笑百媚生的回答 ) 。所以在这里例子中 up_limit_id 就是1，low_limit_id 就是 4 + 1 = 5，trx_list 集合的值是 1, 3，Read View 如下图

我们的例子中，只有事务 4 修改过该行记录，并在事务 2 执行快照读前，就提交了事务，所以当前该行当前数据的 undo log 如下图所示；我们的事务 2 在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟 up_limit_id , low_limit_id 和活跃事务 ID 列表( trx_list )进行比较，判断当前事务 2能看到该记录的版本是哪个。

所以先拿该记录 DB_TRX_ID 字段记录的事务 ID 4 去跟 Read View 的 up_limit_id 比较，看 4 是否小于 up_limit_id( 1 )，所以不符合条件，继续判断 4 是否大于等于 low_limit_id( 5 )，也不符合条件，最后判断 4 是否处于 trx_list 中的活跃事务, 最后发现事务 ID 为 4 的事务不在当前活跃事务列表中, 符合可见性条件，所以事务 4修改后提交的最新结果对事务 2 快照读时是可见的，所以事务 2 能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

也正是 Read View 生成时机的不同，从而造成 RC , RR 级别下快照读的结果的不同

摘抄自：https://blog.csdn.net/SnailMann/article/details/94724197

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From： https://www.cnblogs.com/shuijibaobao/p/18390769

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