1、概念

MVCC (Multiversion Concurrency Control)，多版本并發(fā)控制。顧名思義，MVCC是通過數(shù)據(jù)行的多個版本管理實現(xiàn)數(shù)據(jù)庫的并發(fā)控制。這項技術(shù)使得在InnoDB的事務(wù)隔離級別下執(zhí)行一致性讀操作有了保證。換言之，就是為了查詢一些正在被另一個事務(wù)更新的行，并且可以看到它們被更新之前的值，這樣在做查詢的時候就不用等待另一個事務(wù)釋放鎖。

MVCC沒有正式的標(biāo)準(zhǔn)，在不同的DBMS中MVCC的實現(xiàn)方式可能是不同的，也不是普遍使用的。本文講解InnoDB中MVCC的實現(xiàn)機(jī)制（MySQL其它的存儲引擎并不支持它）。

2、快照讀和當(dāng)前讀

MVCC在MySQL InnoDB中的實現(xiàn)主要是為了提高數(shù)據(jù)庫并發(fā)性能，用更好的方式去處理讀-寫沖突，做到即使有讀寫沖突時，也能做到不加鎖，非阻塞并發(fā)讀，而這個讀指的就是快照讀，而非當(dāng)前讀。當(dāng)前讀實際上是一種加鎖的操作，是悲觀鎖的實現(xiàn)。而MVCC本質(zhì)是采用樂觀鎖思想的一種方式。

2.1 快照讀

快照讀又叫一致性讀，讀取的是快照數(shù)據(jù)。不加鎖的簡單的SELECT都屬于快照讀，即不加鎖的非阻塞讀。比如這樣：

SELECT * FROM player WHERE ...

之所以出現(xiàn)快照讀的情況，是基于提高并發(fā)性能的考慮，快照讀的實現(xiàn)是基于MVCC，它在很多情況下，避免了加鎖操作，降低了開銷。既然是基于多版本，那么快照讀可能讀到的并不一定是數(shù)據(jù)的最新版本，而有可能是之前的歷史版本。快照讀的前提是隔離級別不是串行級別，串行級別下的快照讀會退化成當(dāng)前讀。

2.2 當(dāng)前讀

當(dāng)前讀讀取的是記錄的最新版本（最新數(shù)據(jù)，而不是歷史版本的數(shù)據(jù))，讀取時還要保證其他并發(fā)事務(wù)不能修改當(dāng)前記錄，會對讀取的記錄進(jìn)行加鎖。加鎖的SELECT，或者對數(shù)據(jù)進(jìn)行增刪改都會進(jìn)行當(dāng)前讀。比如：

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; #共享鎖
SELECT * FROM student FOR UPDATE;         #排他鎖
INSERT INTO student values ...        #排他鎖
DELETE FROM student WHERE ...        #排他鎖
UPDATE student SET ...         #排他鎖

3、MVCC實現(xiàn)

3.1 隱藏字段

對于使用InnoDB存儲引擎的表來說，它的聚簇索引記錄中都包含兩個必要的隱藏列。

trx_id：每次一個事務(wù)對某條聚簇索引記錄進(jìn)行改動時，都會把該事務(wù)的事務(wù)id賦值給trx_id隱藏列。

roll_pointer：每次對某條聚簇索引記錄進(jìn)行改動時，都會把舊的版本寫入到undo日志中，然后這個隱藏列就相當(dāng)于一個指針，可以通過它來找到該記錄修改前的信息。

3.2 Undo Log版本鏈

舉例: student表數(shù)據(jù)如下

SELECT * FROM student ;
/*
+----+--------+--------+
| id | name   | class  |
+----+--------+--------+
|  1 | 張三   | 一班    |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)
*/

假設(shè)插入該記錄的事務(wù)id為8，那么此刻該條記錄的示意圖如下所示:

insert undo只在事務(wù)回滾時起作用，當(dāng)事務(wù)提交后，該類型的undo日志就沒用了，它占用的Undo Log Segment也會被系統(tǒng)回收（也就是該undo日志占用的Undo頁面鏈表要么被重用，要么被釋放)。

假設(shè)之后兩個事務(wù)id分別為10、20的事務(wù)對這條記錄進(jìn)行UPDATE 操作，操作流程如下:

能不能在兩個事務(wù)中交叉更新同一條記錄呢?

不能!這就是一個事務(wù)修改了另一個未提交事務(wù)修改過的數(shù)據(jù)，臟寫。

InnoDB使用鎖來保證不會有臟寫情況的發(fā)生，也就是在第一個事務(wù)更新了某條記錄后，就會給這條記錄加鎖，另一個事務(wù)再次更新時就需要等待第一個事務(wù)提交了，把鎖釋放之后才可以繼續(xù)更新。

每次對記錄進(jìn)行改動，都會記錄一條undo日志，每條undo日志也都有一個roll_pointer屬性（INSERT操作對應(yīng)的undo日志沒有該屬性，因為該記錄并沒有更早的版本)，可以將這些undo日志都連起來，串成一個鏈表:

對該記錄每次更新后，都會將舊值放到一條undo日志中，就算是該記錄的一個舊版本，隨著更新次數(shù)的增多，所有的版本都會被roll_pointer屬性連接成一個鏈表，把這個鏈表稱之為版本鏈，版本鏈的頭節(jié)點(diǎn)就是當(dāng)前記錄最新的值。每個版本中還包含生成該版本時對應(yīng)的事務(wù)id。

3.3 ReadView

在MVCC機(jī)制中，多個事務(wù)對同一個行記錄進(jìn)行更新會產(chǎn)生多個歷史快照，這些歷史快照保存在Undo Log里。如果一個事務(wù)想要查詢這個行記錄，需要讀取哪個版本的行記錄呢?這時就需要用到ReadView了，它幫我們解決了行的可見性問題。

ReadView就是事務(wù)在使用MVCC機(jī)制進(jìn)行快照讀操作時產(chǎn)生的讀視圖。當(dāng)事務(wù)啟動時，會生成數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)當(dāng)前的一個快照，InnoDB為每個事務(wù)構(gòu)造了一個數(shù)組，用來記錄并維護(hù)系統(tǒng)當(dāng)前活躍事務(wù)的ID(“活躍”指的就是，啟動了但還沒提交）。

3.3.1 設(shè)計思路

使用READ UNCONNMITTED隔離級別的事務(wù)，由于可以讀到未提交事務(wù)修改過的記錄，所以直接讀取記錄的最新版本就好了。

使用SERIALIZABLE隔離級別的事務(wù)，InnoDB規(guī)定使用加鎖的方式來訪問記錄。

使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔離級別的事務(wù)，都必須保證讀到 已經(jīng)提交了的 事務(wù)修改過的記錄。假如另一個事務(wù)已經(jīng)修改了記錄但是尚未提交，是不能直接讀取最新版本的記錄的，核心問題就是需要判斷一下版本鏈中的哪個版本是當(dāng)前事務(wù)可見的，這是ReadView要解決的主要問題。

這個ReadView中主要包含4個比較重要的內(nèi)容，分別如下：

creator_trx_id ，創(chuàng)建這個 Read View 的事務(wù) ID。

說明：只有在對表中的記錄做改動時（執(zhí)行INSERT、DELETE、UPDATE這些語句時）才會為事務(wù)分配事務(wù)id，否則在一個只讀事務(wù)中的事務(wù)id值都默認(rèn)為0。

trx_ids ，表示在生成ReadView時當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的讀寫事務(wù)的事務(wù)id列表 。

up_limit_id ，活躍的事務(wù)中最小的事務(wù) ID。

low_limit_id ，表示生成ReadView時系統(tǒng)中應(yīng)該分配給下一個事務(wù)的 id 值。low_limit_id 是系統(tǒng)最大的事務(wù)id值，這里要注意是系統(tǒng)中的事務(wù)id，需要區(qū)別于正在活躍的事務(wù)ID。

注意：low_limit_id并不是trx_ids中的最大值，事務(wù)id是遞增分配的。比如，現(xiàn)在有id為1，2，3這三個事務(wù)，之后id為3的事務(wù)提交了。那么一個新的讀事務(wù)在生成ReadView時，trx_ids就包括1和2，up_limit_id的值就是1，low_limit_id的值就是4。

舉例:

trx_ids為trx2、trx3、trx5和trx8的集合，系統(tǒng)的最大事務(wù)ID (low_limit_id)為trx8+1(如果之前沒有其他的新增事務(wù))，活躍的最小事務(wù)ID (up_limit_id)為trx2。

3.3.2 ReadView的規(guī)則

有了這個ReadView，這樣在訪問某條記錄時，只需要按照下邊的步驟判斷記錄的某個版本是否可見。

如果被訪問版本的trx_id屬性值與ReadView中的 creator_trx_id 值相同，意味著當(dāng)前事務(wù)在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當(dāng)前事務(wù)訪問。20可以訪問自己

如果被訪問版本的trx_id屬性值小于ReadView中的 up_limit_id值，表明生成該版本的事務(wù)在當(dāng)前事務(wù)生成ReadView前已經(jīng)提交，所以該版本可以被當(dāng)前事務(wù)訪問。

如果被訪問版本的trx_id屬性值大于或等于ReadView中的 low_limit_id值，表明生成該版本的事務(wù)在當(dāng)前事務(wù)生成ReadView后才開啟，所以該版本不可以被當(dāng)前事務(wù)訪問。

如果被訪問版本的trx_id屬性值在ReadView的 up_limit_id 和 low_limit_id之間，那就需要判斷一下trx_id屬性值是不是在 trx_ids 列表中。

如果在，說明創(chuàng)建ReadView時生成該版本的事務(wù)還是活躍的，該版本不可以被訪問。

如果不在，說明創(chuàng)建ReadView時生成該版本的事務(wù)已經(jīng)被提交，該版本可以被訪問。

3.4 MVCC整體操作流程

了解了這些概念之后，來看下當(dāng)查詢一條記錄的時候，系統(tǒng)如何通過MVCC找到它：

首先獲取事務(wù)自己的版本號，也就是事務(wù) ID；

獲取 ReadView；

查詢得到的數(shù)據(jù)，然后與 ReadView 中的事務(wù)版本號進(jìn)行比較；

如果不符合 ReadView 規(guī)則，就需要從 Undo Log 中獲取歷史快照；

最后返回符合規(guī)則的數(shù)據(jù)。

如果某個版本的數(shù)據(jù)對當(dāng)前事務(wù)不可見的話，那就順著版本鏈找到下一個版本的數(shù)據(jù)，繼續(xù)按照上邊的步驟判斷可見性，依此類推，直到版本鏈中的最后一個版本。如果最后一個版本也不可見的話，那么就意味著該條記錄對該事務(wù)完全不可見，查詢結(jié)果就不包含該記錄。InnoDB中，MVCC是通過Undo Log + Read View進(jìn)行數(shù)據(jù)讀取，Undo Log保存了歷史快照，而Read View規(guī)則幫我們判斷當(dāng)前版本的數(shù)據(jù)是否可見。在隔離級別為讀已提交（Read Committed）時，一個事務(wù)中的每一次 SELECT 查詢都會重新獲取一次Read View。

如表所示：

注意，此時同樣的查詢語句都會重新獲取一次Read View，這時如果Read View 不同，就可能產(chǎn)生不可重復(fù)讀或者幻讀的情況。

當(dāng)隔離級別為可重復(fù)讀的時候，就避免了不可重復(fù)讀，這是因為一個事務(wù)只在第一次SELECT的時候會獲取一次Read View，而后面所有的SELECT都會復(fù)用這個Read View，如下表所示:

4、MVCC示例

假設(shè)現(xiàn)在student表中只有一條由事務(wù)id為8的事務(wù)插入的一條記錄：

SELECT * FROM student ;
/*
+----+--------+--------+
| id | name   | class  |
+----+--------+--------+
|  1 | 張三   | 一班    |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)
*/

MVCC只能在READ COMMITTED和REPEATABLE READ兩個隔離級別下工作。READ COMMITTED和REPEATABLE READ生成ReadView的時機(jī)是不同的。

4.1 READ COMMITTED隔離級別

READ COMMITTED ：每次讀取數(shù)據(jù)前都生成一個ReadView
現(xiàn)在有兩個 事務(wù)id 分別為 10 、 20 的事務(wù)在執(zhí)行
# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些別的表的記錄(為了分配事務(wù)id)
...

說明:事務(wù)執(zhí)行過程中，只有在第一次真正修改記錄時(比如使用INSERT、DELETE、UPDATE語句)，才會被分配一個單獨(dú)的事務(wù)id，這個事務(wù)id是遞增的。所以我們才在事務(wù)20中更新一些別的表的記錄，目的是讓它分配事務(wù)id。

此刻，表student 中id為1的記錄得到的版本鏈表如下所示:

假設(shè)現(xiàn)在有一個使用 READ COMMITTED 隔離級別的事務(wù)開始執(zhí)行：

# 使用READ COMMITTED隔離級別的事務(wù)

BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值為'張三'

這個·SELECT1·的執(zhí)行過程如下:

步驟1：在執(zhí)行SELECT語句時會先生成一個ReadView ，ReadView的trx_ids列表的內(nèi)容就是[10，20],up_limit_id為10, low_limit_id為21, creator_trx_id為0。

步驟2：從版本鏈中挑選可見的記錄，從圖中看出，最新版本的列name的內(nèi)容是’王五’，該版本的trx_id值為10，在trx_ids列表內(nèi)，所以不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個版本

步驟3：下一個版本的列name的內(nèi)容是’李四’，該版本的trx_id值也為10，也在trx_ids列表內(nèi)，所以也不符合要求，繼續(xù)跳到下一個版本

步驟4：下一個版本的列name的內(nèi)容是’張三’，該版本的trx_id值為8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以這個版本是符合要求的，最后返回給用戶的版本就是這條列name為‘張三’的記錄

之后，把 事務(wù)id 為 10 的事務(wù)提交一下：

# Transaction 10
BEGIN;

UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

COMMIT;

然后再到 事務(wù)id 為 20 的事務(wù)中更新一下表 student 中 id 為 1 的記錄：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些別的表的記錄
...
UPDATE student SET name="錢七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表student中 id 為 1 的記錄的版本鏈就長這樣：

然后再到剛才使用 READ COMMITTED 隔離級別的事務(wù)中繼續(xù)查找這個 id 為 1 的記錄，如下：

# 使用READ COMMITTED隔離級別的事務(wù)
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值為'張三'

# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值為'王五'

這個SELECT2的執(zhí)行過程如下:

步驟1∶在執(zhí)行SELECT語句時會又會單獨(dú)生成一個ReadView，該ReadView的trx_ids列表的內(nèi)容就是[20]，up_limit_id為20，low_limit_id為21, creator_trx_id為0。

步驟2:從版本鏈中挑選可見的記錄，從圖中看出，最新版本的列name的內(nèi)容是’宋八’，該版本的trx_id值為20，在trx_ids列表內(nèi)，所以不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個版本。

步驟3∶下一個版本的列name的內(nèi)容是‘錢七’，該版本的trx_id值為20，也在trx_ids列表內(nèi)，所以也不符合要求，繼續(xù)跳到下一個版本

步驟4∶下一個版本的列name的內(nèi)容是’王五’，該版本的trx_id值為10，小于ReadView中的up_limit_id值20，所以這個版本是符合要求的，最后返回給用戶的版本就是這條列name為’王五’的記錄。

以此類推，如果之后事務(wù)id為20的記錄也提交了，再次在使用READ COMMITED 隔離級別的事務(wù)查詢表student中id值為1的記錄時，得到的結(jié)果就是'宋八'了，具體流程我們就不分析了。

強(qiáng)調(diào):使用READ COMMITTED隔離級別的事務(wù)在每次查詢開始時都會生成一個獨(dú)立的ReadView

4.2 REPEATABLE READ隔離級別

使用 REPEATABLE READ 隔離級別的事務(wù)來說，只會在第一次執(zhí)行查詢語句時生成一個 ReadView ，之后的查詢就不會重復(fù)生成了。

比如，系統(tǒng)里有兩個 事務(wù)id 分別為 10 、 20 的事務(wù)在執(zhí)行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些別的表的記錄
...

此刻，表student 中 id 為 1 的記錄得到的版本鏈表如下所示：

假設(shè)現(xiàn)在有一個使用 REPEATABLE READ 隔離級別的事務(wù)開始執(zhí)行：

# 使用REPEATABLE READ隔離級別的事務(wù)
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值為'張三'

這個SELECT1的執(zhí)行過程如下:

步驟1:在執(zhí)行·SELECT·語句時會先生成一個ReadView，ReadView的trx_ids列表的內(nèi)容就是[10，20]，up_limit_id為10, low_limit_id為21, creator_trx_id為0。

步驟2:然后從版本鏈中挑選可見的記錄，從圖中看出，最新版本的列name的內(nèi)容是’王五’，該版本的trx_id值為10，在trx_ids列表內(nèi)，所以不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個版本。

步驟3:下一個版本的列name的內(nèi)容是’李四’，該版本的trx_id值也為10，也在trx_ids列表內(nèi)，所以也不符合要求，繼續(xù)跳到下一個版本。

步驟4∶下一個版本的列name的內(nèi)容是’張三’，該版本的trx_id值為8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以這個版本是符合要求的，最后返回給用戶的版本就是這條列name為’張三’的記錄

之后，我們把事務(wù)id為10的事務(wù)提交一下，就像這樣:

# Transaction 10
BEGIN;

UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

COMMIT;

然后再到 事務(wù)id 為 20 的事務(wù)中更新一下表 student 中 id 為 1 的記錄：

# Transaction 20
BEGIN;

# 更新了一些別的表的記錄
...
UPDATE student SET name="錢七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表student 中 id 為 1 的記錄的版本鏈長這樣：

然后再到剛才使用 REPEATABLE READ 隔離級別的事務(wù)中繼續(xù)查找這個id 為 1 的記錄，如下：

# 使用REPEATABLE READ隔離級別的事務(wù)
BEGIN;

# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值為'張三'

# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍為'張三'

SELECT2的執(zhí)行過程如下:

步驟1:因為當(dāng)前事務(wù)的隔離級別為REPEATABLE READ，而之前在執(zhí)行SELECT1時已經(jīng)生成過ReadView了，所以此時直接復(fù)用之前的ReadView，之前的ReadView的trx_ids列表的內(nèi)容就是[10，20]，up_limit_id為10，low_limit_id為21, creator_trx_id為0。

步驟2:然后從版本鏈中挑選可見的記錄，從圖中可以看出，最新版本的列name的內(nèi)容是’宋八’，該版本的trx_id值為20，在trx_ids列表內(nèi)，所以不符合可見性要求，根據(jù)roll_pointer跳到下一個版本

步驟3:下一個版本的列name的內(nèi)容是’錢七’，該版本的trx_id值為20，也在trx_ids列表內(nèi)，所以也不符合要求，繼續(xù)跳到下一個版本

步驟4∶下一個版本的列name的內(nèi)容是’王五’，該版本的trx_id值為10，而trx_ids列表中是包含值為10的事務(wù)id的，所以該版本也不符合要求，同理下一個列name的內(nèi)容是‘李四’的版本也不符合要求。繼續(xù)跳到下一個版本

步驟5:下一個版本的列name的內(nèi)容是’張三’，該版本的trx_id值為8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以這個版本是符合要求的，最后返回給用戶的版本就是這條列c為‘張三’的記錄。

兩次SELECT查詢得到的結(jié)果是重復(fù)的，記錄的列c值都是‘張三'，這就是可重復(fù)讀的含義。如果我們之后再把事務(wù)id為20的記錄提交了，然后再到剛才使用REPEATABLE READ隔離級別的事務(wù)中繼續(xù)查找這個id為1的記得到的結(jié)果還是‘張三'。

4.3 如何解決幻讀

接下來說明InnoDB 是如何解決幻讀的。

假設(shè)現(xiàn)在表 student 中只有一條數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)內(nèi)容中，主鍵 id=1，隱藏的 trx_id=10，它的 undo log 如下圖所示。

假設(shè)現(xiàn)在有事務(wù) A 和事務(wù) B 并發(fā)執(zhí)行， 事務(wù) A 的事務(wù) id 為 20 ， 事務(wù) B 的事務(wù) id 為 30 。

步驟1：事務(wù) A 開始第一次查詢數(shù)據(jù)，查詢的 SQL 語句如下

select * from student where id >= 1;

在開始查詢之前，MySQL 會為事務(wù) A 產(chǎn)生一個 ReadView，此時 ReadView 的內(nèi)容如下：trx_ids=[20,30] up_limit_id=20 ， low_limit_id=31 ， creator_trx_id=20 。

由于此時表 student 中只有一條數(shù)據(jù)，且符合 where id>=1 條件，因此會查詢出來。然后根據(jù) ReadView機(jī)制，發(fā)現(xiàn)該行數(shù)據(jù)的trx_id=10，小于事務(wù) A 的 ReadView 里 up_limit_id，這表示這條數(shù)據(jù)是事務(wù) A 開啟之前，其他事務(wù)就已經(jīng)提交了的數(shù)據(jù)，因此事務(wù) A 可以讀取到。

結(jié)論：事務(wù) A 的第一次查詢，能讀取到一條數(shù)據(jù)，id=1。

步驟2：接著事務(wù) B(trx_id=30)，往表 student 中新插入兩條數(shù)據(jù)，并提交事務(wù)

insert into student(id,name) values(2,'李四');
insert into student(id,name) values(3,'王五');

此時表student 中就有三條數(shù)據(jù)了，對應(yīng)的 undo 如下圖所示：

步驟3：接著事務(wù) A 開啟第二次查詢，根據(jù)可重復(fù)讀隔離級別的規(guī)則，此時事務(wù) A 并不會再重新生成ReadView。此時表 student 中的 3 條數(shù)據(jù)都滿足 where id>=1 的條件，因此會先查出來。然后根據(jù)ReadView 機(jī)制，判斷每條數(shù)據(jù)是不是都可以被事務(wù) A 看到。

1）首先 id=1 的這條數(shù)據(jù)，前面已經(jīng)說過了，可以被事務(wù) A 看到。

2）然后是 id=2 的數(shù)據(jù)，它的 trx_id=30，此時事務(wù) A 發(fā)現(xiàn)，這個值處于 up_limit_id 和 low_limit_id 之間，因此還需要再判斷 30 是否處于 trx_ids 數(shù)組內(nèi)。由于事務(wù) A 的 trx_ids=[20,30]，因此在數(shù)組內(nèi)，這表示 id=2 的這條數(shù)據(jù)是與事務(wù) A 在同一時刻啟動的其他事務(wù)提交的，所以這條數(shù)據(jù)不能讓事務(wù) A 看到

3）同理，id=3 的這條數(shù)據(jù)，trx_id 也為 30，因此也不能被事務(wù) A 看見

結(jié)論：最終事務(wù) A 的第二次查詢，只能查詢出 id=1 的這條數(shù)據(jù)。這和事務(wù) A 的第一次查詢的結(jié)果是一樣的，因此沒有出現(xiàn)幻讀現(xiàn)象，所以說在 MySQL 的可重復(fù)讀隔離級別下，不存在幻讀問題。

5、總結(jié)

這里介紹了 MVCC 在 READ COMMITTD 、 REPEATABLE READ 這兩種隔離級別的事務(wù)在執(zhí)行快照讀操作時訪問記錄的版本鏈的過程。這樣使不同事務(wù)的 讀-寫 、 寫-讀 操作并發(fā)執(zhí)行，從而提升系統(tǒng)性能。

核心點(diǎn)在于 ReadView 的原理， READ COMMITTD 、 REPEATABLE READ 這兩個隔離級別的一個很大不同就是生成ReadView的時機(jī)不同：

• READ COMMITTD 在每一次進(jìn)行普通SELECT操作前都會生成一個ReadView
• REPEATABLE READ只在第一次進(jìn)行普通SELECT操作前生成一個ReadView，之后的查詢操作都重復(fù)使用這個ReadView就好了

說明:之前說執(zhí)行DELETE語句或者更新主鍵的UPDATE語句并不會立即把對應(yīng)的記錄完全從頁面中刪除，而是執(zhí)行一個所謂的delete mark操作，相當(dāng)于只是對記錄打上了一個刪除標(biāo)志位，這主要就是為MVCC服務(wù)的。

通過MVCC 可以解決:

• 讀寫之間阻塞的問題。通過MVCC 可以讓讀寫互相不阻塞，即讀不阻塞寫，寫不阻塞讀，這樣就可以提升事務(wù)并發(fā)處理能力
• 降低了死鎖的概率。這是因為MVCC采用了樂觀鎖的方式，讀取數(shù)據(jù)時并不需要加鎖，對于寫操作，也只鎖定必要的行
• 解決快照讀的問題。當(dāng)查詢數(shù)據(jù)庫在某個時間點(diǎn)的快照時，只能看到這個時間點(diǎn)之前事務(wù)提交更新的結(jié)果，而不能看到這個時間點(diǎn)之后事務(wù)提交的更新結(jié)果