mysql innodb mvcc 读一致性（Repeatable Read）通俗笔记

InnoDB 的 MVCC 和oracle 还是有区别，没有oracle那么纯粹，很简单可以体现在oracle 我可以直接flashback查询，但是InnoDB不行。 oracle 是怎么做MVCC 就没有具体了解了，快2年没有用oracle了，肯定是undo log ，redo log 等结构更强大。


InnoDB MVCC提供了两个关键功能，一：写不阻塞读 。  二：读一致性。一下主要介绍一下InnoDB实现读一致性需要达到的效果大家容易理解，要实现Repeatable Read 事务隔离级别，就是InnoDB实现到什么程度了，我感觉开发人员比较容易糊涂，我也是。

    附：写不阻塞读，个人感觉只要是MVCC的，肯定就是写不阻塞读了，MVCC给我们程序员提供的最好东西也就是写不阻塞读，不过Mysql InnoDB 在某些情况下写会阻塞读，下文会写到。

InnoDB engine 有一个全局的 Transaction ID （事务ID，下文用trx_id 表示，即当前版本）  使用show engine innodb status 可以看到。

写在前面：以下描述过于繁杂，我表述也成问题，如果把 事务ID 当版本ID 来读就更好理解。

每开启一个事务的时候 trx_id 就会自增保证每个事务都有自己的trx_id，事务内多步操作不会每个操作都增长（废话） 。当 autocommit = 1  的时候 每个select 都会让trx_id 涨一,这时 trx_id 的增长当会受查询缓存影响，如查询两次没有涨那肯定就是查询缓存起作用了，连续两个select 查询结果一样，后一个是读得查询缓存。

我得理解：每个条数据都记录了一个事务id，就是该数据最后被一次修改的事务ID。

再稍微提下一undo log，redo log。网上一找一堆，我把自己认为合理的说一下，这个undo log和读一致性有关，有必要提一下：
来个找到的定义，写得比较好就直接贴出来：
redo log：重做日志，就是每次mysql在执行写入数据前先把要写的信息保存在重写日志中，但出现断电，奔溃，重启等等导致数据不能正常写入期望数据时，服务器可以通过redo_log中的信息重新写入数据。
undo log：撤销日志，与redo log恰恰相反，当一些更改在执行一半时，发生意外，而无法完成，则可以根据撤消日志恢复到更改之前的壮态。
以一个update 操作为例子：
首先记录undo-log，把本次修改的字段原始值记录下来（包括旧版本的事务id，即修改前的事务id，读一致性里面这个比较重要）
然后在本条记录上进行修改（具体看参考文献）（映像oracle 是复制一条新的记录，标记为update操作的版本号，可能这就是oracle的MVCC那么纯粹，可以flashbak 查询而mysql InnoDB 不行的原因，oracle查询带着版本号就行，我猜mysql 就得一层层的查redo-log，性能上面肯定就不行，这个功能也就做不了了）
修改后写redo-log（包括有新版本事务id）
接着就commit；

undo redo log 说了就说 关于InnoDB如何实现MVCC 读一致性的：

每个select 都会产生一个 read view
在事务开启的时候创建一个记录之前已经是活跃的事务（还没有提交的事务）trx_id 列表，这个就是 read view，在事务结束前是不会变的，代表着当前的版本！

设其中最早的事务id为trx_id_low,最迟的事务id为trx_id_up
本操作所在的事务id（版本号）w为 trx_id_cur

首先：这个trx_id_cur 肯定大于trx_id_up ，版本号是唯一的，递增的。

查询的时候，查到当行的记录的trx_id 为 trx_id_row 。

首先这个trx_id_row 可能比trx_id_cur大，那就比trx_id_up 也大了，场景：
    读的时候其他线程又新起了一个事务，插入了一条数据还commit了。版本号就比当前操作大了，这种数据肯定不应该可见，不然读到后面版本提交的数据那何来MVCC。
以上就是很多博客直接说的
条件1 trx_id_row  > trx_id_up（不是很好理解），但是算法就是这样的（由于不可见到条件5去查undo log）

条件2 如果trx_id_row < trx_id_low  由于trx_id_low < trx_id_up < trx_id_cur  所以说明该行数据在本次事务开始已经提交了，所以可见，直接返回到结果集。

条件3 如果  trx_id_low  <= trx_id_row  <= trx_id_up
就应该遍历对当前  read view 的 list
     如果包含trx_id_row，说明当前事物开始的时候，这个事物还没有提交，现在提交了肯定对与当前事物来说不可见，毕竟当前事物开始的时候它还没有被提交（到条件5去查undo log）。
     如果不包含就没有问题了，因为trx_id_row  < trx_id_up  <  trx_id_cur , 比当前版本小，又是提交了的，就是可见的了（这个可以理解吧），直接加入返回结果集了。

条件5 对于所有不可见的 trx_id_row 就通过 该行主键（应该是oracle ROW_ID 那种）去查undo_log ，找到undo log 中最新一个版本，把它的trx_id 赋值给当前的trx_id_row  再跑一次判断，直到满足条件就返回。为什么需要循环跑？就是条件1的极端情况，本事务启动后，先后有两个事务修改过当前行的数据，最新一条redo log 的事务id 都 > trx_id_cur > trx_id_up 肯定需要再循环判断，找到具体需要的版本 ,这时一个类似链式的过程（当然具体数据结构我不知道，再次验证innoDB 不能带版本查询的原因了）

我觉得有点需要提（由于这个在源码剖析的方法外面，别人没有提）：trx_id_row = trx_id_cur 的时候是本事务内的操作，对本事务肯定可见了。

完。

关于一直说mysql 不能按版本查询 ，一般oracle 的flashback 查询都是程序员犯错的一个补救措施，回滚数据。不直接，说两个oracle 可以但是mysql不行的查询场景更直观：
1、写操作依赖本表数据，造2个例子（不恰当再换） ：
a例子：update table_a  a set a_col1 = (select a_col2 from table_a aa where a.col3 = aa.col3 + 1 )（oracle 就可以，这才是真MVCC）
b例子：insert into a select * from a;
2、a 表有写操作未提交,使用a表被操作加锁的行去更新b表会被锁（又不算真MVCC，oracle又可以）：例子：
事务1：
update a set col1 = ? where fk  =1;
事务2
update b set cols = (select sum(col1) from a where a.fk = b.id)

事务1没有提交，事务2会阻塞，这其实就是写阻塞读了。

当然这些缺点我们可以在应用层（java）中自己处理，无伤大雅。

具体参考了别人的源码剖析：http://hi.baidu.com/gao_dennis/item/1f133311f50a94423a176ef5

我就是用一个更直接的话表述出来了，当然我得表述总是不清楚，轻拍！