一篇了解全MVCC
一、什么是MVCC
MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制，是一种并发控制的方法，一般用在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，比如在MySQL InnoDB中主要是为了提高数据库并发性能，不用加锁，非阻塞并发读。
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。
- 读读：不会有问题，也不需要并发控制
- 读写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读、幻读、不可重复读
- 写写：有线程安全问题，可能存在更新丢失问题
MVCC是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制，也就是为事务分配单项增长的时间戳，为每个修改保存一个版本，版本与事务时间戳关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照（隔离级别RC下），所以MVCC为数据库解决了以下问题：
- 在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
- 解决脏读、幻读、不可重复读等事务隔离问题，但是不能解决更新丢失问题
主要依赖于记录中的三个隐藏字段、undolog，read view来实现的。
每行记录，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_ROW_ID：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
- 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，用于配合undo日志，指向上一个旧版本
假设记录如图所示：
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用到，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，实际只是设置了旧记录的deleted_bit，并不是将过时的记录删除，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，那么这条记录就是可以被清除的
底层操作：在事务2修改该行记录数据时
1、对该数据行加排他锁
2、把该行数据拷贝到undolog中，作为旧记录
3、修改该行name为lisi，并且修改事务id=2，回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中
4、提交事务，释放锁
底层操作：在事务3修改该行记录数据时
1、对该数据行加排他锁
2、把该行数据拷贝到undolog中，作为旧记录，发现该行记录已经有undolog了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在该行记录的undolog最前面
3、修改该行age为32岁，并且修改事务id=3，回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录
4、提交事务，释放锁
从上述的一系列图中，可以发现，不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的undolog生成一条记录版本链表，undolog的表头就是最新的旧记录，表尾就是最早的旧记录。
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，系统会生成一个此刻的快照，记录并维护系统此刻活跃事务的id，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，也有可能读取到的是当前行记录的undolog中某个版本的数据
将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID（当前事务id）取出来，与系统此刻其他活跃事务的id去对比，如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较，即遍历链表中的DB_TRX_ID，直到找到满足条件的DB_TRX_ID，这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的数据。
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）
- up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID（1）
- low_limit_id:Read View生成时，系统即将分配的下一个事务ID（4）
具体的比较规则如下：
- 首先比较DB_TRX_ID < up_limit_id
如果小于，则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录
如果大于等于，则进入下一个判断 - 接下来判断DB_TRX_ID >= low_limit_id
如果大于等于，则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务不可见
如果小于，则进入下一步判断 - 判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，trx_list包含DB_TRX_ID
如果包含，则代表在Read View生成的时候，这个事务还是活跃状态，未commit的数据，当前事务也是看不到
如果不包含，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
流程图如下：
总结：两种情况可见
- DB_TRX_ID < up_limit_id
- DB_TRX_ID不在trx_list范围内，且小于low_limit_id
假设有四个事务同时在执行，如下图所示：
| 事务1 | 事务2 | 事务3 | 事务4 |
|---|---|---|---|
| 事务开始 | 事务开始 | 事务开始 | 事务开始 |
| … | … | … | 修改且已提交 |
| 进行中 | 快照读 | 进行中 | |
| … | … | … |
从上述表格中，我们可以看到，当事务2对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View视图，可以看到事务1和事务3还在活跃状态，事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新，所以在Read View中记录了系统当前活跃事务1，3，维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1，而low_limit_id为5，如下图所示：
在上述的例子中，只有事务4修改过该行记录，并且在事务2进行快照读前，就提交了事务，所以该行当前数据的undolog如下所示：
当事务2在快照读该行记录时，会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id、lower_limit_id和活跃事务列表进行比较，从而判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。
具体流程如下：
- 拿该行记录的事务ID（4）去跟Read View中的up_limit_id（1）相比较，判断是否小于，通过对比发现不小于，所以不符合条件
- 继续判断4是否大于等于low_limit_id（5），通过比较发现也不大于，所以不符合条件
- 判断事务4是否处理trx_list列表中，发现不在列表中，那么符合可见性条件
所以事务4修改后提交的最新结果对事务2的快照是可见的，因此事务2读取到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度的最新版本。
读取的是最新版本的记录，读取时还要保证其它并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁
- 共享锁：select lock in share mode
- 排它锁：select for update 、update、 insert 、delete
像不加锁的select操作，就是快照读，即非阻塞读
是基于提高并发性能的考虑，快照读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；
- 基于多版本，读到的并不一定是数据的最新版本，可能是之前的历史版本
- 串行级别下的快照读会退化成当前读
因为Read View生成时机的不同，从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同
- 在RC级别下，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View，这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
- 在RR级别下，某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照（Read View），将当前系统活跃的其他事务记录起来，此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，之后的修改对其不可见
总结：在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View，而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View，之后的快照读获取的都是同一个Read View.
- 快照读，和避免不可重复读原理一样，可以避免幻读
- 当前读，因为每次都是读取新的快照，如果需要避免，可以通过加锁
限制新增或删除相同条件的数据
