MySQL事务控制&MVCC
事务是什么？
就是用户定义了一系列操作，这些操作可以视为一个完成的逻辑处理工作单元，要么全部执行要么全部不执行，是不可分割的工作单元。
事务四大特性(简称ACID)：其实一致性才是爸爸
- 原子性(undo log)：一个事务是不可分割的工作单位，要么全执行要么全部都不执行。
- 一致性(最核心和本质的要求)：事务必须使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。一致性与原子性密切相关。
- 隔离性(MVCC)：一个事务的执行不能被其他事务干扰。即一个事务内部的操作及使用的数据对并发的其他事务是隔离的，并发执行的事务之间不能互相干扰。
- 持久性(redo log)：指一个事务一旦提交，它对数据中的数据的改变就应该是永久性的。接下来的其他操作或故障不应该对其有任何影响。
四大特性个人理解：
- 原子性和隔离性都是为了实现一致性。持久性就是事务一旦提交则数据不会回滚。
- 例：张三必须扣100，李四必须加100，是一致性，如果因为某些逻辑原因，导致张三扣了100，流水记录100转账，而李四只加了60。然后这3条操作都成功了，那原子性就符合了，但是一致性就不符合。
事务隔离级别：
- READ-UNCOMMITTED(读取未提交)： 事务的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务能够读取未提交的数据，这种情况称为脏读。
- READ-COMMITTED(读取已提交)： 事务读取已提交的数据，大多数数据库的默认隔离级别。当一个事务在执行过程中，数据被另外一个事务修改，造成本次事务前后读取的信息不一样，这种情况称为不可重复读。
- REPEATABLE-READ(可重复读)： 这个级别是MySQL的默认隔离级别，它解决了脏读的问题，同时也保证了同一个事务多次读取同样的记录是一致的，但这个级别还是会出现幻读的情况。幻读是指当一个事务A读取某一个范围的数据时，另一个事务B在这个范围插入行，A事务再次读取这个范围的数据时，会产生幻读
- SERIALIZABLE(可串行化)： 最高的隔离级别，完全服从ACID的隔离级别。所有的事务依次逐个执行，这样事务之间就完全不可能产生干扰，也就是说，该级别可以防止脏读、不可重复读以及幻读。
事务隔离机制的实现基于锁机制和并发调度。其中并发调度使用的是MVVC（多版本并发控制），通过保存修改的旧版本信息来支持并发一致性读和回滚等特性。
MVCC多版本并发控制器
1. 什么是MVCC?
MVCC是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。
MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了在并发访问数据库的时候提高数据库读写性能，用更好的方式去处理读写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读。
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- 特别要注意MVCC只在 读已提交(RC) 和 可重复度（RR） 这两种事务隔离级别下才有效
- 是 数据库引擎（InnoDB） 层面实现的，用来处理读写冲突的手段（不用加锁），提高访问性能
2. 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。
3. 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 。
4. 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。
5. MVCC解决的问题
数据库并发场景有三种，分别为：
1、读读：不存在任何问题，也不需要并发控制
2、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
3、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，所以MVCC可以为数据库解决一下问题：
1、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。
2、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。
6. 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。
a. 隐藏字段
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_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_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
记录如下：
| name | age | gender | DB_TRX_ID | DB_ROW_ID | DB_ROLL_PTR |
| leon | 18 | man | 1 | 1 | 0x123456789 |
ndolog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）
下面我们来看一下undolog生成的记录链
1. 假设有一个事务编号为1的事务向表中插入一条记录，那么此时行数据的状态为：
2. 假设有第二个事务编号为2对该记录的name做出修改，改为lisi
在事务2修改该行记录数据时，数据库会对该行加排他锁
然后把该行数据拷贝到undolog中，作为 旧记录，即在undolog中有当前行的拷贝副本
拷贝完毕后，修改该行name为lisi，并且修改隐藏字段的事务id为当前事务2的id，回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中
事务提交后，释放锁
3. 假设有第三个事务编号为3对该记录的age做了修改，改为32
在事务3修改该行数据的时，数据库会对该行加排他锁
然后把该行数据拷贝到undolog中，作为旧纪录，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
修改该行age为32岁，并且修改隐藏字段的事务id为当前事务3的id，回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录
事务提交，释放锁
c. readview(事务进行快照读的时候产生的读视图)
上面的流程如果看明白了，那么大家需要再深入理解下read view的概念了。
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DB_TRX_ID（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最新老版本数据。
Read View的可见性规则如下所示：
首先要知道Read View中的三个全局属性：
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- 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）
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- low_limit_id: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，如果大于等于进入下一个判断
2. 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，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，则进入下一步判断
3. 判断DB_TRX_ID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
d. RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同
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
1、在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即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,所以对之后的修改不可见
2、在RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的，而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
3、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。
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.
RR 快照读和当前读同时使用可能会触发幻读。用锁解决吧。
看不懂？都看到这了，看不懂的话可以看看这个https://www.bilibili.com/video/BV1E44y1B77X?p=7&spm_id_from=pageDriver
