Mysql系列（四）彻底理解MVCC+行锁+表锁+间隙锁
文章目录
- 一. 什么是MVCC
- 二.什么是行锁、表锁、间隙锁
- 三. MVCC与各种锁的关系
- 四. MVCC的实现原理
-
- 4.1 多版本
- 4.2 undo log
- 4.2 readview
一. 什么是MVCC
MVCC（Multi-Version Concurrency Control），即多版本并发控制。不使用锁，主要是用来提高数据库的并发性能；算是一种概念，不同的数据库有不同的实现方式，本文主要介绍mysql的innodb引擎中的实现方式。
在mysql的innodb中，前面我们有篇文章《Mysql系列（二）Mysql事务四大隔离级别详解&演示》分析了4种隔离级别，以及每种隔离级别下导致的问题，脏读、不可重复读、幻读。其中不可重复读、幻读就是使用MVCC来解决的。
二.什么是行锁、表锁、间隙锁
首先锁的存在，目的是为了在并发场景下，保持数据的安全、一致。
并发场景有：
- 读-读 ：此并发场景不需要进行并发控制，也就是不需要加锁。
- 读-写 ：此并发场景需要并发控制，不然就会出现脏读，幻读，不可重复读的问题。
- 写-写 ：此并发场景需要并发控制，不然就会出现更新丢失的问题。
进行并发控制，常规手段就是加锁，不管是咋java业务代码中，还是mysql数据库本身，都有实现自己的锁，其中mysql的锁有以下几种：
- 行锁：锁住表中的一行；比如 update user set name=‘张三’ where id=1；会锁住id=1的那一行数据，其他事务再想更新，就只能等前一个事务释放锁。
- 表锁：锁住整个表，比如update user set name=‘张三’；由于没有加where条件，此更新sql会对整个表进行更新，也就是会锁住整个表。
- 间隙锁：比如事务A执行update user set name=‘张三’ where id >1 and id<4; 假如表中只有id=1、2 两条数据，A事务还没提交，那么此时事务B再次插入一条id=3的数据，理论上是允许的，但是实际上是B只能等A提交，因为事务A执行的是id>1and id<4，范围涵盖了id=3的，也即是把id=3的这个间隙也给锁了，叫做间隙锁。
除了这3种锁，还有乐观锁、悲观锁、记录锁、自增锁、意向锁；
三. MVCC与各种锁的关系
既然可以使用行锁、表锁、间隙锁来保证数据操作的安全性，那么还要MVCC的出现是为何呢？ 实际是因为在性能方面还有优化的空间。
虽然使用锁可以保证数据安全，但是毕竟加了锁就意味着并发性能的降低，因此，能不使用锁就尽量不使用锁。在某些场景下，MVCC可以在比使用锁更快。
在读-读、读-写、写-写这3种并发场景中，读-写 可以不使用锁，而是使用MVCC来实现数据的并发操作以及安全一致性。
因此，mysql是同时使用了MVCC+行锁、表锁、间隙锁来保证了数据安全，又尽可能大的实现了性能最优化。
四. MVCC的实现原理
4.1 多版本
那么不使用锁，MVCC是如何更高效的解决读-写这种并发场景下的数据安全呢？
我们知道，事务在执行失败时，会将数据回滚为上个版本，而MVCC叫做多版本并发控制，核心概念就在版本上，也就是说数据库存储了多个版本的数据。
多个版本整体上分为两类：最新版本、历史版本。
这也牵扯出来另外两个概念：
- 快照读：读取的是数据库种历史版本的数据；
常规的select * from user ；属于是快照读； - 当前读：读取的是数据库种最新版本的数据；当前读的操作有：
select * from user in share mode(共享锁),；
select * from user for update；
update, insert ,delete(排他锁)
那么多个版本，mysql是如何存储的呢？
innodb存储引擎中，我们存在表中的数据，除了我们设置的业务字段，另外还有3个默认字段，如下图末尾3个：
- DB_TRX_ID: 事务id，存的是创建事务的id，或者最后一次更新事务的id；
- DB_ROW_ID: 主键id，建表时如果没设置主键，则此字段会成为主键发挥作用；
- DB_ROLL_PTR: 回滚指针，指向上一个版本的数据，如果没有上个版本，则为null。
其中，DB_ROLL_PTR结合undo log实现。
4.2 undo log
undo log称为回滚日志，是InnoDB MVCC事务特性的重要组成部分，存在形式就是一种日志文件。
undo log的数据结构，非常复杂，可以简单理解为链表，链表头部存储最新版本，尾部存储最早版本。通过遍历链表，就可以找到对应版本的数据。
大多数对数据的变更操作包括INSERT/DELETE/UPDATE，其中，
- INSERT操作使用insert_undo，因为新插入就只有一个版本，因此产生的Undo日志可以在事务提交后直接删除；
- 而对于UPDATE/DELETE则需要维护多版本信息，在InnoDB里，UPDATE和DELETE操作产生的Undo日志被归成一类，即update_undo；mvcc使用的undolog，就是update_undo。
只有undolog，还不足以实现mvcc，因为既然undolog维护了那么多版本，遍历的时候，应该去找哪一个版本呢？这里必然牵扯到一种规则，这种规则在不同的数据库隔离级别下是不一样的。
innodb具体实现的时候，使用了一种叫做readview的定西。
4.2 readview
readview称为读视图，是事务在进行快照读的时候产生的，算是一种数据结构。
readview中包含3个参数：
- trx_list :系统活跃的（事务在执行，还没有提交）事务id列表；
- up_limit_id ：trx_list列表中最小的事务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；比如当前事务id已经分配到了4，那么low_limit_id的值就是5；
每个事务在进行自己的快照读时，都会产生自己事务对应的readview。
例如下图中：
有4个事务同时在执行，事务id分别为1，2，3，4；其中，1，2，3还没有提交，4已经提交，那么当事务2在进行快照读时，产生一个readview，其trx_list存的就是活跃的1，2，3，如下图：
此时，最小的事务id是1，最大的事务id是5 （尚未分配的下一个id），当前最新的事务id是4 （事务4的id）。
可见性算法
上图中右侧黄色部分就是本次查询到底该取哪个版本数据的规则，也叫可见性算法；
查找过程：
遍历undolog的最新数据到最老数据，逐个判断每条log的事务id，当作DB_TRX_ID，然后使用上图中黄色可见性算法比对，最终确定当前遍历的数据是不是目标数据。
读视图的产生时机
在不同的隔离级别下，readview产生的时机是不同的：
- RC ：每次进行快照读的时候，都会产生新的readview；
- RR ：只有在第一次进行快照读的时候，才会产生readview，之后的读操作都会使用第一次生成的readview。如果此事务中间发生了update等当前读操作，也会生成新的readview。
