什么是MVCC
Multiversion Concurrency Control
:多版本并发控制，提供并发访问数据库时，对事务内读取的到的内存做处理，用来避免写操作堵塞读操作的并发问题（提高并发读写性能）。
MVCC主要适用于Mysql的RC(读已提交),RR(可重复读)隔离级别
问题（痛点)
A正在读数据库中某些内容，而B正在给这些内容做修改（A,B为两个单独的事务），A可能看到一个不一致的数据，在B没有提交前，如何让A能够一直读到的数据都是一致的或读到的数据一直是最新的呢？
每个用户连接数据库时，看到的都是某一特定时刻的数据库快照，在B的事务没有提交之前，A始终读到的是某一特定时刻的数据库快照，不会读到B事务中的数据修改情况，直到B事务提交，才会读取B的修改内容。
一个支持MVCC的数据库，在更新某些数据时，并非使用新数据覆盖旧数据，而是标记旧数据是过时的，同时在其他地方新增一个数据版本。因此，同一份数据有多个版本存储，但只有一个是最新的。
MVCC提供了 时间一致性的 处理思路，在MVCC下读事务时，通常使用一个时间戳或者事务ID来确定访问哪个状态的数据库及哪些版本的数据。读事务跟写事务彼此是隔离开来的，彼此之间不会影响。假设同一份数据，既有读事务访问，又有写事务操作，实际上，写事务会新建一个新的数据版本，而读事务访问的是旧的数据版本，直到写事务提交，读事务才会访问到这个新的数据版本。
InnoDB的MVCC实现机制
-
每条记录都会保存两个隐藏列，
事务id
(trx_id)和
回滚指针
(roll_point)。
-
每次操作都会生成一条undo log日志，回滚指针指向前一条记录。
版本链
`roll_pointer`每次对记录修改的时候，都会把老版本写入undo log中。新纪录中`roll_pointer`就是存了一个指针，它指向这条记录的上一个版本的位置，通过它来获得上一个版本的记录信息。
测试表结构如下:
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`c` varchar(11) CHARACTER SET utf8mb4 COLLATE utf8mb4_general_ci DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `n_index` (`c`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=10 DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_general_ci;
假设现在有个事务(事务id:80)进行了一个insert操作如下:
INSERT INTO t(id, c) VALUES (1, '刘备');
那么此刻的真实数据如下面这个样子：
| id | c | trx_id | roll_point |
|---|---|---|---|
| 1 | 刘备 | 80 | 上一个版本的地址 |
示意图
INSERT
操作对应的
undo日志
没有该属性，因为该记录并没有更早的版本。
假设之后两个
事务id
分别为
100
、
200
的事务对这条记录进行
UPDATE
操作，操作流程如下：
每次对记录进行改动，都会记录一条
undo日志
，每条
undo日志
也都有一个
roll_pointer
属性，可以将这些
undo日志
都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样：
对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条
undo日志
中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被
roll_pointer
属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为
版本链
，版本链的头节点就是当前记录最新的值。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id，这个信息很重要，我们稍后就会用到。
ReadView
对于使用
READ UNCOMMITTED
隔离级别的事务来说，直接读取记录的最新版本就好了，对于使用
SERIALIZABLE
隔离级别的事务来说，使用加锁的方式来访问记录。对于使用
READ COMMITTED
和
REPEATABLE READ
隔离级别的事务来说，就需要用到我们上边所说的
版本链
了，核心问题就是：
需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的
。所以后面提出了一个
ReadView
的概念，
这个
ReadView
中主要包含当前系统中还有哪些活跃的（未提交的）读写事务，把它们的事务id放到一个列表中，我们把这个列表命名为为
m_ids
和表示生成该ReadView的快照读操作产生的事务id(
creator_trx_id
)
。这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见：
-
如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
-
如果被访问版本的
trx_id
属性值小于
m_ids
列表中最小的事务id，表明生成该版本的事务在生成
ReadView
前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
-
如果被访问版本的
trx_id
属性值大于
m_ids
列表中最大的事务id，表明生成该版本的事务在生成
ReadView
后才生成，所以该版本不可以被当前事务访问。
-
如果被访问版本的
trx_id
属性值在
m_ids
列表中最大的事务id和最小事务id之间，那就需要判断一下
trx_id
属性值是不是在
m_ids
列表中，如果在，说明创建
ReadView
时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问；如果不在，说明创建
ReadView
时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。
如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本，如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务不可见，查询结果就不包含该记录。
在
MySQL
中，
READ COMMITTED
和
REPEATABLE READ
隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成
ReadView
的时机不同。
READ COMMITTED — 每次读取数据前都生成一个ReadView
比方说现在系统里有两个
id
分别为
100
、
200
的事务在执行：
# Transaction 100
BEGIN;
UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;
# Transaction 200
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
此刻，表
t
中
id
为
1
的记录得到的版本链表如下所示：
假设现在有一个使用
READ COMMITTED
隔离级别的事务开始执行：
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'
这个
SELECT1
的执行过程如下：
-
在执行
SELECT
语句时会先生成一个
ReadView
，
ReadView
的
m_ids
列表的内容就是
[100, 200]
。 -
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列
c
的内容是
'张飞'
，该版本的
trx_id
值为
100
，在
m_ids
列表内，所以不符合可见性要求，根据
roll_pointer
跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'关羽'
，该版本的
trx_id
值也为
100
，也在
m_ids
列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'刘备'
，该版本的
trx_id
值为
80
，小于
m_ids
列表中最小的事务id
100
，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列
c
为
'刘备'
的记录。
之后，我们把事务id为
100
的事务提交一下，就像这样：
# Transaction 100
BEGIN;
UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;
COMMIT;
然后再到事务id为
200
的事务中更新一下表
t
中
id
为1的记录：
# Transaction 200
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE t SET c = '赵云' WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = '诸葛亮' WHERE id = 1;
此刻，表
t
中
id
为
1
的记录的版本链就长这样：
然后再到刚才使用
READ COMMITTED
隔离级别的事务中继续查找这个id为
1
的记录，如下：
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'
# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'张飞'
这个
SELECT2
的执行过程如下：
-
在执行
SELECT
语句时会先生成一个
ReadView
，
ReadView
的
m_ids
列表的内容就是
[200]
。 -
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列
c
的内容是
'诸葛亮'
，该版本的
trx_id
值为
200
，在
m_ids
列表内，所以不符合可见性要求，根据
roll_pointer
跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'赵云'
，该版本的
trx_id
值为
200
，也在
m_ids
列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'张飞'
，该版本的
trx_id
值为
100
，比
m_ids
列表中最小的事务id
200
还要小，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列
c
为
'张飞'
的记录。
以此类推，如果之后事务id为
200
的记录也提交了，再此在使用
READ COMMITTED
隔离级别的事务中查询表
t
中
id
值为
1
的记录时，得到的结果就是
'诸葛亮'
了，具体流程我们就不分析了。总结一下就是：使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。
REPEATABLE READ
—在第一次读取数据时生成一个ReadView
REPEATABLE READ
对于使用
REPEATABLE READ
隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个
ReadView
，之后的查询就不会重复生成了。我们还是用例子看一下是什么效果。
比如现在系统里有两个
id
分别为
100
、
200
的事务在执行：
# Transaction 100
BEGIN;
UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;
# Transaction 200
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
此刻，表
t
中
id
为
1
的记录得到的版本链表如下所示：
假设现在有一个使用
REPEATABLE READ
隔离级别的事务开始执行：
# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 100、200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'
这个
SELECT1
的执行过程如下：
-
在执行
SELECT
语句时会先生成一个
ReadView
，
ReadView
的
m_ids
列表的内容就是
[100, 200]
。 -
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列
c
的内容是
'张飞'
，该版本的
trx_id
值为
100
，在
m_ids
列表内，所以不符合可见性要求，根据
roll_pointer
跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'关羽'
，该版本的
trx_id
值也为
100
，也在
m_ids
列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'刘备'
，该版本的
trx_id
值为
80
，小于
m_ids
列表中最小的事务id
100
，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列
c
为
'刘备'
的记录。
之后，我们把事务id为
100
的事务提交一下，就像这样：
# Transaction 100
BEGIN;
UPDATE t SET c = '关羽' WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = '张飞' WHERE id = 1;
COMMIT;
然后再到事务id为
200
的事务中更新一下表
t
中
id
为1的记录：
# Transaction 200
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE t SET c = '赵云' WHERE id = 1;
UPDATE t SET c = '诸葛亮' WHERE id = 1;
此刻，表
t
中
id
为
1
的记录的版本链就长这样：
然后再到刚才使用
REPEATABLE READ
隔离级别的事务中继续查找这个id为
1
的记录，如下：
# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 100、200均未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值为'刘备'
# SELECT2：Transaction 100提交，Transaction 200未提交
SELECT * FROM t WHERE id = 1; # 得到的列c的值仍为'刘备'
这个
SELECT2
的执行过程如下：
-
因为之前已经生成过
ReadView
了，所以此时直接复用之前的
ReadView
，之前的
ReadView
中的
m_ids
列表就是
[100, 200]
。 -
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列
c
的内容是
'诸葛亮'
，该版本的
trx_id
值为
200
，在
m_ids
列表内，所以不符合可见性要求，根据
roll_pointer
跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'赵云'
，该版本的
trx_id
值为
200
，也在
m_ids
列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'张飞'
，该版本的
trx_id
值为
100
，而
m_ids
列表中是包含值为
100
的事务id的，所以该版本也不符合要求，同理下一个列
c
的内容是
'关羽'
的版本也不符合要求。继续跳到下一个版本。 -
下一个版本的列
c
的内容是
'刘备'
，该版本的
trx_id
值为
80
，
80
小于
m_ids
列表中最小的事务id
100
，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列
c
为
'刘备'
的记录。
MVCC总结
MVCC（Multi-Version Concurrency Control ，多版本并发控制）指的就是在使用`READ COMMITTD`、`REPEATABLE READ`这两种隔离级别的事务在执行普通的`SEELCT`操作时访问记录的版本链的过程，这样子可以使不同事务的`读-写`、`写-读`操作并发执行，从而提升系统性能。`READ COMMITTD`、`REPEATABLE READ`这两个隔离级别的一个很大不同就是生成`ReadView`的时机不同，`READ COMMITTD`在每一次进行普通`SELECT`操作前都会生成一个`ReadView`，而`REPEATABLE READ`只在第一次进行普通`SELECT`操作前生成一个`ReadView`，之后的查询操作都重复这个`ReadView`就好了。
有了MVCC后Mysql5.7在RR级别下的快照读天然解决了幻读问题，但是当前读还是需要Gap锁来解决幻读