mysql中的mvcc机制

MVCC多版本并发控制

简述MySQL锁

在InnoDB引擎下，按锁的粒度分类，可以分为行锁和表锁。
行锁实际上是作用在索引之上的。当我们的SQL命中了索引，那锁住的就是命中条件内的索引节点(这就是行锁)，如果没有命中索引，那锁的就是整个索引树（表锁）；
简单来说就是：锁住的是整棵树还是某几个节点，完全取决于SQL条件是否有命中到对应的索引节点。
而行锁又可以简单的分为读锁（共享锁、S锁）和写锁（排它锁、X锁）；
读锁是共享的，多个事务可以同时读取同一个资源，但不允许其他事务修改。写锁是排他的，写锁会阻塞其他的写锁和读锁。

read uncommit（读未提交）下的例子

简单举一个例子：比如说A给B转账，A执行了转账语句，但A还没有提交事务，B读取数据，发现了自己账户钱变多了！B跟A说，我已经收到钱了。A回滚事务（rollback），等B再查看账户的钱时，发现钱并没有多。
简单的定义就是：事务B读取到了事务A还没有提交的数据，这种情况就叫脏读。
对于锁的维度而言，其实就是再read uncommit隔离级别下，读不会加任何锁，而写会加排它锁。读什么锁都不加，这就让排他锁无法排他了。

而我们又知道，对于更新操作而言，InnoDB是肯定会加写锁的（数据库是不可能允许在同一时间，更新同一条记录的）。而读操作，如果不加任何锁，那就会造成脏读。脏读在生产环境下肯定是无法接受的，那如果读加锁的话，那就意味着：当更新数据的时候，就没办法读取了，这会极大地降低数据库性能。在MySQL InnoDB引擎层面，又有新的解决方案（解决加锁后读写性能问题），叫做MVCC（Muti-Version Concurrency Control）多版本并发控制。

MVCC：提高读写性能，多版本并发控制

在MVCC下，就可以做到读写不阻塞，且避免了类似脏读这样的问题，那MVCC是怎么做到的呢？
MVCC通过生成数据快照（Snapshot），并用这个快照来提供一定级别（语句级或事务级）的一致性读 取。针对read commit（读已提交）隔离级别，它生成的就是语句级快照，而针对于repeatable read (可重复读)，它生成的就是事务级的快照。

前面提到过read uncommit隔离级别下会产生脏读，而read commit (读已提交) 隔离级别解决了脏读。思想其实很简单：在读取的时候生成一个”版本号”，等到其他事务commit了之后，才会读取最新已commit的”版本号”数据。
比如说：事务A读取了记录(生成版本号)，事务B修改了记录(此时加了写锁)，事务A再读取的时候，是依据最新的版本号来读取的(当事务B执行commit了之后，会生成一个新的版本号)，如果事务B还没有commit，那事务A读取的还是之前版本号的数据。
通过「版本」的概念，这样就解决了脏读的问题，而「版本」其实就是对应快照的数据。
read commit (读已提交) 解决了脏读，但也会有其他并发的问题。「不可重复读」：一个事务读取到另外一个事务已经提交的数据，也就是说一个事务可以看到其他事务所做的修改。
不可重复读的例子：A查询数据库得到数据，B去修改数据库的数据，导致A多次查询数据库的结果都不一样【危害：A每次查询的结果都是受B的影响的】
了解MVCC基础之后，就很容易想到repeatable read (可重复复读)隔离级别是怎么避免不可重复读的问题了（前面也提到了）。
repeatable read (可重复复读)隔离级别是「事务级别」的快照！每次读取的都是「当前事务的版本」，即使当前数据被其他事务修改了(commit)，也只会读取当前事务版本的数据。
MVCC的本质就是对比版本
而repeatable read (可重复复读)隔离级别会存在幻读的问题，「幻读」指的是指在一个事务内读取到了别的事务插入的数据，导致前后读取不一致。
在InnoDB引擎下的的repeatable read (可重复复读)隔离级别下，快照读MVCC影响下，已经解决了幻读的问题（因为它是读历史版本的数据）。
而如果是当前读（指的是 select * from table for update），则需要配合间隙锁来解决幻读的问题。
剩下的就是serializable (串行)隔离级别了，它的最高的隔离级别，相当于不允许事务的并发，事务与事务之间执行是串行的，它的效率最低，但同时也是最安全的。

MVCC原理

先介绍几个概念

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（提高数据库的并发查询能力）

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。

当前读、快照读、MVCC关系

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，快照读是MySQL为实现MVCC的一个非阻塞读功能。MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个隐式字段，undo日志、read view三个组件来实现的。

MVCC实现原理

mvcc的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段，undolog，read view来实现的。

隐藏字段

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字节，最近修改事务id，记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id
DB_ROLL_PTR
7字节，回滚指针，指向这条记录的上一个版本,用于配合undolog，指向上一个旧版本
DB_ROW_JD
6字节，隐藏的主键，如果数据表没有主键，那么innodb会自动生成一个6字节的row_id

undo log

undolog被称之为回滚日志，表示在进行insert，delete，update操作的时候产生的方便回滚的日志
当进行insert操作的时候，产生的undolog只在事务回滚的时候需要，并且在事务提交之后可以被立刻丢弃，当进行update和delete操作的时候，产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要，在快照读的时候也需要，所以不能随便删除，只有在快照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（当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit，并不是真正的将过时的记录删除，因为为了节省磁盘空间，innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录，如果某个记录的deleted_id为true，并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见，那么这条记录一定时可以被清除的）。

Read View

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在该事务执行快照读的那一刻，会生成一个数据系统当前的快照，记录并维护系统当前活跃事务的id，事务的id值是递增的。
其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据。
Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在该事务执行快照读的那一刻，会生成一个数据系统当前的快照，记录并维护系统当前活跃事务的id，事务的id值是递增的。
其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据
Read View遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DBTRXID（当前事务id）取出来，与系统当前其他活跃事务的id去对比，如果DBTRXID跟Read View的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DBROLLPTR回滚指针去取出undolog中的DBTRXID做比较，即遍历链表中的DBTRXID，直到找到满足条件的DBTRXID,这个DBTRXID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。
首先要知道Read View中的三个全局属性：
trx_list:一个数值列表，用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID（1,2,3）
uplimitid:记录trx_list列表中事务ID最小的ID（1）
lowlimitid:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，（4）
具体的比较规则如下：
1、首先比较DBTRXID < uplimitid,如果小于，则当前事务能看到DBTRXID所在的记录，如果大于等于进入下一个判断
2、接下来判断DBTRXID >= lowlimitid,如果大于等于则代表DBTRXID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，则进入下一步判断
3、判断DBTRXID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的

MVCC核心思想

MVCC 的核心思想是： 我可以查到在我这个事务开始之前已经存在的数据，即使它在后面被修改或者删除了。在我这个事务之后新增的数据，我是查不到的。
MVCC其实就是靠「比对版本」来实现读写不阻塞，而版本的数据存在于undo log中。而针对于不同的隔离级别（read commit和repeatable read），无非就是read commit隔离级别下，每次都获取一个新的read view，repeatable read隔离级别则每次事务只获取一个read view。