MYSQL专题（十一）：MVCC

MVCC前奏:undo log版本链

• 我们每条数据都有2个隐藏字段，一个是trx_id,一个是roll_pointe

  • trx_id：最近一次更新这条数据的事务id
  • roll_pointer：指向你更新这个事务之前生成的undo log

• 如果先新增一条数据，roll_pointer指向一个空的undo log，因为之前这条数据是没有的

• 

• 接着其他事务对这条数据进行操作，会形成一条链
  

基于undo log多版本链条实现的ReadView机制

• 当我们执行一个事务的时候，就会生成一个ReadView，里面比较关键的东西有4个
  • m_ids:此时有哪些事务在mysql里执行还没提交的
  • min_trx_id：m_ids的最小值
  • max_trx_id：mysql下一个要生成的事务id
  • creator_trx_id ：就说你这个事务的id

例子

• 一开始，数据库有一条数据
  
• 此时事务A，B要对他进行操作；事务A直接开启一个ReadView,这个ReadView里的m_ids就包含了事务A和事务B的两个id，45和59，然后A的min_trx_id = 45, max_trx_id = 60,creator_trx_id = 45;此时A第一次查询这条数据，会走一个判断，就说判断一下当前这行数据的trx_id是否小于ReadView中的min_trx_id，此时法相trx_id = 32，小于ReadView中的min_trx_id，说明你事务开启之前，修改这行数据的事务早就提交了，此时可以查到这行数据
  
• 接着B开始修改值
  
• 此时A再次查询，发现数据行的txr_id = 59，大于min_txr_id, 同时小于max_trx_id 那么说明更新这条数据的事务可能是和自己一起开启的，那么就去看m_ids，发现在里面，说明修改数据的事务和自己在同一时段并发执行然后提交的，所以这行数据不能查询；然后就顺着这条数据的roll_pointer顺着undo log日志链条往下找，就会找到最近的一条undo log，trx_id = 32，此时发现trx_id=32小于ReadView里的min_trx_id，说明这个undo log版本必然是在事务A开启之前就执行且提交的。
• 那么就查询那个undo log里面的值，这就是undo log多版本链条的作用，他可以保存一个快照链条，让你可以读到之前的快照值，通过ReadView+undo log日志链条机制，就可以保证A不会读到并发B更新的值，只会读到之前最早的值
• 接着，A修改这行数据
  
• 如果事务A查询这个，发现trx_id和自己的creator_trx_id一样，说明数据是自己修改的，可以读到自己修改的值。
• 接着事务C修改值
  
• 此时A再去查，发现trx_id = 78.大于自己ReadView中的max_trx_id ，说明这个是在A事务开启之后，有另一个事务更新了数据，自己不能看到。此时就会顺着undo log链条往下找，

总结

• 通过undo log多版本链条，加上开启事务时候生产的一个ReadView，然后再由一个查询的时候，更具ReadView进行判断的机制，就知道应该读取哪个版本的数据，可以保证你只能读到你事务开启之前，别的提交事务更新的值，还有就说你自己事务更新的值。
• 假如说是你的事务开启之前，就有别的事务再运行，然后你事务开启之后，别的事务更新了值，你绝对读不到。或者是你事务开启之后，比你晚开启的事务更新了值，你也读不到。

Read Committed隔离级别如何基于ReadView机制实现

• RC：事务运行期间，只要别的事务修改数据还提交了，你就是可以读到别人修改的数据的，所以是会发生不可重复读，幻读的问题
• 一个非常核心的点在于，当你一个事务设置他处于RC隔离级别的时候，他是每次发起查询，都重新生产一个ReadView。

例子

• 一开始
  
• B发起一个更新请求，修改数据，修改完之后，A发起一次插叙你请求，就会生成一个ReadView
  
• A发现trx_id = 70,属于ReadView的事务id范围之间，说明是他生产ReadView之前就有这个活跃的事务，是这个事务修改了数据的值，但是此时B事务还没提交，所以ReadView中的m_ids活跃事务列表里，就有[60,70]两个id的，所以此时根据ReadView的机制，此时事务A是无法查到事务B修改的值B的。
• 接着B提交事务，然后A再次查询，会再次生成一个ReadView，此时数据库内活跃的事务只有事务A了，因此min_trx_id = 60, max_trx_id = 71,m_id=[60]，此时事务A再次基于这个ReadView去查询，会发现这条数据的t的trx_id不在m_ids里面，就说明再ReadView之前，事务B提交了，所以可以查询到B修改的值B

总结

• 关键点在于每次查询都会生产新的ReadView。

RR隔离级别如何基于ReadView机制实现

• RR：可重复读和避免了幻读
• 关键点在于只有在第一次查询的时候生产了ReadView,后面的ReadView都不变

避免不可重复读

• 事务A第一次查询的时候，生成了一个ReadView， 此时m_ids = [60,70];然后B更改了数据，并且提交了，事务A再次查询，ReadView是不变的，所以还是不能看到B更改的数据。所以笔迷拿了不可重复读问题；事务A多次读同一个数据，每次独到的都是一样的值，除非他自己修改了值，否则独到的一直会是一样的值。

避免幻读

• 事务C(80)插入了一条数据，但是A的ReadView也是不变的，所以trx_id>max_trx_id(71),这个数据A读取步到，这样避免了幻读。