硬核解析MySQL的MVCC实现原理，面试官看了都直呼内行

1. 什么是MVCC

MVCC全称是Multi-Version Concurrency Control（多版本并发控制），是一种并发控制的方法，通过维护一个数据的多个版本，减少读写操作的冲突。

如果没有MVCC，想要实现同一条数据的并发读写，还要保证数据的安全性，就需要操作数据的时候加读锁和写锁，这样就降低了数据库的并发性能。

有了MVCC，就相当于把同一份数据生成了多个版本，在操作的开始各生成一个快照，读写操作互不影响。无需加锁，也实现数据的安全性和事务的隔离性。

事务的四大特性中隔离性就是基于MVCC实现的。

说MVCC的实现原理之前，先说一下事务的隔离级别。

2. 事务的隔离级别

说隔离级别之前，先说一下并发事务产生的问题：

脏读： 一个事务读到其他事务未提交的数据。

不可重复读： 相同的查询条件，多次查询到的结果不一致，即读到其他事务提交后的数据。

幻读： 相同的查询条件，多次查询到的结果不一致，即读到其他事务提交后的数据。

不可重复读与幻读的区别是： 不可重复读是读到了其他事务执行update、delete后的数据，而幻读是读到其他事务执行insert后的数据。

再说一下事务的四大隔离级别：

Read UnCommitted（读未提交）： 读到其他事务未提交的数据，会出现脏读、不可重复读、幻读。

Read Committed（读已提交）： 读到其他事务已提交的数据，解决了脏读，会出现不可重复读、幻读。

Repeatable Read（可重复读）： 相同的条件，多次读取到的结果一致。解决了脏读、不可重复读，会出现幻读。

Serializable（串行化）： 所有事务串行执行，解决了脏读、不可重复读、幻读。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交	会	会	会
读已提交	不会	会	会
可重复读	不会	不会	会
串行化	不会	不会	不会

MVCC只在Read Committed和Repeatable Read两个隔离级别下起作用，因为Read UnCommitted隔离级别下，读写都不加锁，Serializable隔离级别下，读写都加锁，也就不需要MVCC了。

再谈一下Undo log日志。

3. Undo Log（回滚日志）

Undo Log记录的是逻辑日志，也就是SQL语句。

比如：当我们执行一条insert语句时，Undo Log就记录一条相反的delete语句。

作用：

回滚事务时，恢复到修改前的数据。
实现 MVCC 。

事务四大特性中原子性也是基于Undo Log实现的。

下面开始谈一下MVCC的实现原理。

4. MVCC的实现原理

4.1 当前读和快照读

先普及一下什么是当前读和快照读。

当前读： 读取数据的最新版本，并对数据进行加锁。

例如：insert、update、delete、select for update、 select lock in share mode。

快照读： 读取数据的历史版本，不对数据加锁。

例如：select

MVCC是基于Undo Log、隐藏字段、Read View（读视图）实现的。

4.2 隐藏字段

先说一下MySQL的隐藏字段，当我们创建一张表时，InnoDB引擎会增加2个隐藏字段。

DB_TRX_ID（最近一次提交事务的ID）：修改表数据时，都会提交事务，每个事务都有一个唯一的ID，这个字段就记录了最近一次提交事务的ID。

DB_ROLL_PTR（上个版本的地址）：修改表数据时，旧版本的数据都会被记录到Undo Log日志中，每个版本的数据都有一个版本地址，这个字段记录的就是上个版本的地址。

4.3 版本链

当我们第一次往用户表插入一条记录时，表数据和隐藏字段的值是下面这样的：

insert into user (name,age) values ('一灯',1);

事务ID（DB_TRX_ID）是1，上个版本地址（DB_ROLL_PTR）是null。

第二次提交事务，把用户年龄加1。

update user set age=age+1 where id=1;

事务ID变成2，上个版本地址指向Undo Log中的记录。

第三次提交事务，再把用户年龄加1。

update user set age=age+1 where id=1;

事务ID变成3，上个版本地址指向Undo Log中事务ID为2的记录。

这样表记录和Undo Log历史数据就组成了一个版本链。

4.4 Read View（读视图）

在事务中，执行SQL查询，就会生成一个读视图，是用来保证数据的可见性，即读到Undo Log中哪个版本的数据。

快照读一般是读取的历史版本的读视图，当前图会生成一个最新版本的读视图。

读视图是基于下面几个字段实现的：

m_ids ：当前系统中活跃的事务ID集合，即未提交的事务。

min_trx_id ：m_ids中最小的ID

max_trx_id ：下一个要分配的事务ID

creator_trx_id: 当前事务ID

读视图决定当前事务能读到哪个版本的数据，从表记录到Undo Log历史数据的版本链，依次匹配，满足哪个版本的匹配规则，就能读到哪个版本的数据，一旦匹配成功就不再往下匹配。

数据可见性规则：

DB_TRX_ID = creator_trx_id

如果这个版本数据的事务ID等于当前事务ID，表示数据记录的最后一次操作的事务就是当前事务，当前读视图可以读到这个版本的数据。
DB_TRX_ID < min_trx_id

如果这个版本数据的事务ID小于所有活跃事务ID，表示这个版本的数据不再被事务使用，即事务已提交，当前读视图可以读到这个版本的数据。
DB_TRX_ID >= max_trx_id

如果这个版本数据的事务ID大于等于下一个要分配的事务ID，表示有新事务更新了这个版本的数据，这种情况下，当前读视图不可以读到这个版本的数据。
min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id

如果这个版本数据的事务ID在当前系统中活跃的事务ID集合（m_ids）里面，表示这个版本的数据被其他事务更新过，当前读视图不可以读到这个版本的数据。

如果这个版本数据的事务ID不在当前系统中活跃的事务ID集合（m_ids）里面，表示是在其他事务提交后创建的读视图，当前读视图可以读到这个版本的数据。

5. 不同隔离级别下可见性分析

在不同的事务隔离级别下，生成读视图的规则不同：

READ COMMITTED（读已提交） ：在事务中每一次执行快照读时都生成一个读视图，每个读视图中四个字段的值都是不同的。
REPEATABLE READ（可重复读）：仅在事务中第一次执行快照读时生成读视图，后续复用这个读视图。

5.1 READ COMMITTED（读已提交）

设置MySQL隔离级别为读已提交：

SET session TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

执行两个事务，验证一下：

事务1第一次查询时，会生成一个读视图，读视图的各个属性如下：

属性	值
m_ids	1,2
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可见的版本链数据是：

符号规则 DB_TRX_ID = creator_trx_id = 1，可以看到当前版本的数据。

事务1第二次查询时，会生成一个新的读视图，读视图的各个属性如下：

属性	值
m_ids	1
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可见的版本链数据是：

符号规则 min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（1<=2<3），并且当前数据版本的事务ID不在当前系统中活跃的事务ID集合，可以看到当前版本的数据。

同一个事务内，相同的查询条件，查询到的数据不一致，查到了其他事务更新过的数据，也就是出现了不可重复读的情况。

再看一下，在可重复读隔离级别下，是怎么解决这个问题的。

5.2 REPEATABLE READ（可重复读）

设置MySQL隔离级别为可重复读：

SET session TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

执行两个事务，验证一下：

事务1第一次查询时，会生成一个读视图，读视图的各个属性如下：

属性	值
m_ids	1,2
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可见的版本链数据是：

符号规则 DB_TRX_ID = creator_trx_id = 1，可以看到当前版本的数据。

事务1第二次查询时，会复用原有的读视图，读视图的各个属性如下：

属性	值
m_ids	1，2
min_limit_id	1
max_limit_id	3
creator_trx_id	1

可见的版本链数据是：

符号规则 min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（1<=2<3），并且当前数据版本的事务ID在当前系统中活跃的事务ID集合，所以是不可以看到当前版本的数据。

由此得知，可重复读隔离级别下，相同的查询条件，两次查询到的结果相同，也就是解决了可重复读的问题，是通过复用原有的读视图的方式解决的。