数据库 -- MVCC 多版本并发控制

   InnoDB的锁机制可以解决并发控制，但开销大，常常与MVCC结合使用，在大多数情况下代替行级锁，降低开销。只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作

基本原理：
通过保存数据在某个时间点的快照来实现，当我们对某条记录做了变更时，老版本的数据被放在Undo Log里，并且以指针的形式关联起来，形成一个链表。这样，在查找老的版本时，需要按链表顺序查找，直到找到created_by_txn_id <= 当前事务ID的最新那条记录即可。

版本链
InnoDB 聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列（row_id并不是必要的，我们创建的表中有主键或者非NULL唯一键时都不会包含row_id列）：

trx_id：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列。

roll_pointer：每次改动时，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。

假设表中只含有一条插入记录：

之后两个id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作，操作流程如下：

注： 两个事务中不能交叉更新同一条记录。

每次对记录进行改动，都会记录一条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，因为该记录并没有更早的版本），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。

回滚段中的undo logs分为: insert undo log 和 update undo log
insert undo log : 事务对insert新记录时产生的undo log, 只在事务回滚时需要, 并且在事务提交后就可以立即丢弃。
update undo log : 事务对记录进行delete和update操作时产生的undo log, 不仅在事务回滚时需要, 一致性读也需要，所以不能随便删除，只有当数据库所使用的快照中不涉及该日志记录，对应的回滚日志才会被purge线程删除。

ReadView
用于判断版本链中的哪个版本是当前事务可见的，主要包含4个比较重要的内容：
m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也
就是m_ids中的最小值。
max_trx_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值。
creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id。

只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见：

如果被访问版本的trx_id属性值与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min_trx_id，表明生成该版本的事务在生成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max_trx_id，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min_trx_id 和 max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_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。

在MySQL中，READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成 ReadView 的时机不同。

READ COMMITTED — 每次读取数据前都生成一个ReadView

比如现在系统里有两个id分别为100、200的事务在执行：
#Transaction 100
BEGIN;
UPDATE t SET c = ‘关羽’ WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = ‘张飞’ WHERE id = 1;

#Transaction 200
BEGIN;
#更新了一些别的表的记录
…

假设现在有一个使用READ COMMITTED隔离级别的事务开始执行：

#使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
#SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为’刘备’

这个SELECT1的执行过程如下：

在执行SELECT会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200]。

然后从版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的内容是’张飞’，该版本的trx_id 值为100，在m_ids列表内，不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。

下一个版本的内容是’关羽’，该版本的trx_id值也为100，也在m_ids列表内，不符合。

下一个版本的列c的内容是’刘备’，该版本的trx_id值为80，小于m_ids列表中最小的事务id100，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为’刘备’的记录。

若我们把事务id为100的事务提交一下，然后再到事务id为200的事务中更新一下表t中id为1的记录：

此时m_ids列表的内容就是[200]，在使用READ COMMITTED隔离级别的事务中查询表t中id值为1的记录时，得到的结果就是’诸葛亮’了。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。

REPEATABLE READ — 在第一次读取数据时生成一个ReadView
对于使用REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个ReadView，之后的查询就不会重复生成了。

#SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为’刘备’

#SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值仍为’刘备’

 在MVCC并发控制中，读操作可以分成两类：快照读 (snapshot read)与当前读 (current read)。快照读，读取的是记录的可见版本 (有可能是历史版本)，不用加锁。当前读，读取的是记录的最新版本，并且，当前读返回的记录，都会加上锁，保证其他事务不会再并发修改这条记录。