MVCC多版本并发控制的理解

前置知识

当前读与快照读

当前读

什么是当前读：读取的是最新的数据，不会读到老数据。

何时触发：update、insert、delete、select lock in share mode、select for update时，总是当前读。

快照读

什么是快照读：读取的是历史版本，不是最新的数据。

何时触发：select

这些关系一定要搞清楚！

事务的ACID

原子性：事务要么全部成功，要么全部失败。实现：undolog回滚日志实现。相当于存储在磁盘中的历史记录链、还有一个更官方的名字：快照。

一致性：由另外三个共同达到一致性。

隔离性：事务并发执行时内部操作不能互相干扰。实现：锁实现。

持久性：事务一旦提交，对数据库的影响应该是永久的。实现：redolog实现。

Innodb引擎的日志

1、undolog

作用：保存历史快照。

目的：实现原子性，在MVCC中也起到了一定的作用。

2、redolog

作用：预写日志。

目的：为了高效实现持久性，将数据持久化。

详解：首先，在执行数据更新时，效率是低的，目前几乎所有软件硬件的瓶颈，都卡在了IO层面。IO有两种：顺序读写、随机读写。那明明是解释redolog的，怎么就说起了IO呢？这要先明确一点，就是顺序读写与随机读写的效率是谁快谁慢的问题。顺序读写：顾名思义，就是顺序向尾部一次添加数据，属于append的操作，不需要查找。随机读写：需要指针的移动查找。所以很明显，顺序读写的效率是要远高于随机读写的。举个例子，比如在一家饭店，中午有人来吃饭，这家店允许赊账，所以很多人会选择赊账，而店主呢，就把所有的赊账信息记录在一本厚厚的本子里，假设里面记了一万条赊账信息。好了，中午最繁忙的时候，所有员工都在忙着工作，如果有人要赊账，怎么办？根本没机会一个一个仔细找记录。所以很自然的就会想到，我在墙上装个黑板，或者单独在一张纸上列出来今天的赊账名单。等不忙了，我再慢慢地把名单记录到本子里。所以，现在已经很明显了，redolog就是顺序读写，它快速记录数据，然后数据再由顺序读写区域慢慢向随机读写区域转换。这就是WAL：预写日志。

redolog是Innodb引擎的日志，而MySQLserver中自带的日志中有binlog，所以它俩是共存的，所以在运行时，必须保证一致性，因为binlog是MySQL主从复制时向从机同步信息的，如果不写binlog，那么从机会出问题，但是应该先写哪一个呢？先写哪个都会出问题！一旦写第一个时断电，就会造成主机与从机不一致。解决的方法是给redolog加个状态，当redolog写完数据后，给它状态为prepare，然后去写binlog，当binlog写完后，再把redolog的状态从prepare改为commit。这就是两阶段提交。

MVCC

宏观来看，MVCC就是解决事务的隔离性的问题的。

MySQL的并发场景

MySQL的并发场景有三种：读读、读写、写写。

读读：不存在数据安全问题。

读写：存在数据安全问题。如脏读、不可重复读、幻读。

写写：存在数据安全问题。如丢失更新。

而MVCC则是以不加锁的方式解决读写冲突问题。

MVCC的组成部分

表的隐藏字段：数据库表在定义时除了自己声明的字段，还会包括一些隐藏字段，包括有：

DB_TRX_ID ：最近修改事务ID。指创建这条记录或最后一次修改这条记录的事务id。

DB_ROLL_PTR ：回滚指针。指向记录的上一个版本，即指向undolog首条记录。

DB_ROW_ID ：隐藏主键。如果表没有主键，自动生成一个6字节的row id。

readview

快照读时会产生readview，即select时会产生readview。

举个demo：

当select时，产生了快照读，此时生成的readview可以看到。

而如何看能否读取到值呢？MySQL有可见性算法。

再举一个demo

对比一下，如果按照我们的判断，可以发现蓝色的readview与第一个demo中的readview一模一样。但是问题在于，蓝色的select是不能读取到修改之后的数据的。这当然是因为蓝色的readview是错误的，它真正的readview其实就是黄色的readview，也就是下图

结论

所以，隔离级别解决数据不可重复读的关键，在于MVCC生成readview的机制或者时机，如果是读已提交级别RC，每次快照读都会生成readview，所以会产生不可重复读的问题。如果是可重复读隔离级别RR，只会在第一次快照读时产生readview，不会有不可重复读的问题。

至此，MVCC结束

至于幻读问题，则需要加锁来解决，幻读产生的根本原因在于：当前读和快照读一起使用！如果一个事务中只有快照读，那么永远不会出现幻读问题。

巴特西