Ref: https://pdai.tech/md/db/sql-mysql/sql-mysql-mvcc.html

MySQL 中 InnoDB 中实现了事务（多版本并发控制 MVCC + 锁）， 其中通过 MVCC 解决隔离性问题。具体而言，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。

前提概要

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。

什么是当前读和快照读？

  • 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

  • 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

当前读、快照读和 MVCC 的关系

当前读，快照读和 MVCC 之间是什么关系呢？

  • 准确的说，MVCC 多版本并发控制指的是 “维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突” 这么一个概念。仅仅是一个理想概念
  • 而在 MySQL 中，实现这么一个 MVCC 理想概念，我们就需要 MySQL 提供具体的功能去实现它，而快照读就是 MySQL 为我们实现 MVCC 理想模型的其中一个具体非阻塞读功能。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 4 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。

    MVCC 能解决什么问题

    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

  • 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

    小结一下

    总之，MVCC 就是因为大牛们，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

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 4 个隐式字段， undo 日志 ， Read View 来实现的。

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,DELETED_BIT 等字段

  • DB_ROW_ID 6byte, 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
  • DB_TRX_ID 6byte, 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 7byte, 回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于 rollback segment 里）
  • DELETED_BIT 1byte, 记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除 flag 变了

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如上图，delete flag 没有展示出来。

undo 日志

InnoDB 把这些为了回滚而记录的这些东西称之为 undo log。这里需要注意的一点是，由于查询操作（SELECT）并不会修改任何用户记录，所以在查询操作执行时，并不需要记录相应的 undo log。
undo log 主要分为 3 种：

  • Insert undo log ：插入一条记录时，至少要把这条记录的主键值记下来，之后回滚的时候只需要把这个主键值对应的记录删掉就好了。
  • Update undo log：修改一条记录时，至少要把修改这条记录前的旧值都记录下来，这样之后回滚时再把这条记录更新为旧值就好了。
  • Delete undo log：删除一条记录时，至少要把这条记录中的内容都记下来，这样之后回滚时再把由这些内容组成的记录插入到表中就好了。
    • 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：

  1. 比如一个有个事务插入 person 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

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  1. 现在来了一个事务 1 对该记录的 name 做出了修改，改为 Tom
    1. 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
    2. 然后把该行数据拷贝到 undo log 中，作为旧记录，即在 undo log 中有当前行的拷贝副本
    3. 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
    4. 事务提交后，释放锁

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  1. 又来了个事务 2 修改 person 表的同一个记录，将 age 修改为 30 岁
    1. 在事务 2 修改该行数据时，数据库也先为该行加锁
    2. 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
    3. 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
    4. 事务提交，释放锁

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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）

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？
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我们这里盗窃 @呵呵一笑百媚生一张源码图，如上，它是一段 MySQL 判断可见性的一段源码，即 changes_visible 方法（不完全哈，但能看出大致逻辑），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
在展示之前，我先简化一下 Read View，我们可以把 Read View 简单的理解成有三个全局属性

  • trx_list 未提交事务 ID 列表，用来维护 Read View 生成时刻系统正活跃的事务 ID
  • up_limit_id 记录 trx_list 列表中事务 ID 最小的 ID
  • low_limit_id 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
  • 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 大于等于 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

    整体流程

    我们在了解了隐式字段，undo log， 以及 Read View 的概念之后，就可以来看看 MVCC 实现的整体流程是怎么样了。可以模拟一下：

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

事务 1 事务 2 事务 3 事务 4
事务开始 事务开始 事务开始 事务开始
… … … 修改且已提交
进行中 快照读 进行中
… … …

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，还会有两个属性 up_limit_id（记录 trx_list 列表中事务 ID 最小的 ID），low_limit_id (记录 trx_list 列表中下一个事务 ID，也就是目前已出现过的事务 ID 的最大值 + 1)；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
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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。
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所以先拿该记录 DB_TRX_ID 字段记录的事务 ID 4 去跟 Read View 的的 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
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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

MVCC 相关问题

RR 是如何在 RC 级的基础上解决不可重复读的？

当前读和快照读在 RR 级别下的区别：
表 1:
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表 2:
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而在表 2 这里的顺序中，事务 B 在事务 A 提交后的快照读和当前读都是实时的新数据 400，这是为什么呢？
这里与上表的唯一区别仅仅是表 1 的事务 B 在事务 A 修改金额前快照读过一次金额数据，而表 2 的事务 B 在事务 A 修改金额前没有进行过快照读。
所以我们知道：事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方，即某个事务中首次出现快照读的地方非常关键，它有决定该事务后续快照读结果的能力。
我们这里测试的是更新，同时删除和更新也是一样的，如果事务 B 的快照读是在事务 A 操作之后进行的，事务 B 的快照读也是能读取到最新的数据的。

RC、RR 级别下的 InnoDB 快照读有什么不同？

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

  • 在 RR 级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及 Read View, 将当前系统活跃的其他事务记录起来，此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个 Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个 Read View，所以对之后的修改不可见；
  • 即 RR 级别下，快照读生成 Read View 时，Read View 会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于 Read View 创建的事务所做的修改均是可见
  • 而在 RC 级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和 Read View, 这就是我们在 RC 级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因

总之在 RC 隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的 Read View；而在 RR 隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建 Read View, 之后的快照读获取的都是同一个 Read View。