一、MVCC概述

MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制。整个MVCC多并发控制的目的就是为了实现读-写冲突不加锁，提高并发读写性能，而这个读指的就是快照度, 而非当前读，当前读实际上是一种加锁的操作，是悲观锁的实现。 

• 当前读

　　读取的是记录数据的最新版本，并且当前读返回的记录都会加上锁，保证其他事务不会再并发的修改这条记录 

• 快照读

　　读取的是记录数据的可见版本（可能是过期的数据），不用加锁。

总结来说MVCC的好处：

• 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

• 同时还可以解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题

• MVCC解决读写冲突，悲观锁或者乐观锁解决写写冲突

二、mvcc原理

MVCC的目的就是多版本并发控制，目的是为了解决读写冲突，总的来说MVCC通过保存数据在某个时间点的快照来实现的，意味着在同一个时刻不同事务看到的相同表里的数据可能是不同的(即多版本)。如下示例：事务1和事务3可读到不同的数据快照。

 

时间点	事务1	事务2	事务3
T1	开始事务	开始事务	开始事务
T2	查询A的账户，金额为100
T3		修改A的账户，金额从100改为200
T4		提交事务
T5	查询A的账户，金额为100		查询A的账户，金额为200

MVCC最大的优点是读不加锁，因此读写不冲突，并发性能好。InnoDB实现MVCC，多个版本的数据可以共存，它的实现原理主要是依赖记录中的 3个隐式字段、undo日志 和Read View 来实现的。

1、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

　　6byte，最近操作(修改/插入)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

　　7byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于rollback segment里）

• DB_ROW_ID

　　6byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引

如上图，DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键，DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务ID，而DB_ROLL_PTR是一个回滚指针，用于配合undo日志，指向上一个旧版本。

2、undo日志

undo log主要分为两种：

• insert undo log
  代表事务在insert新记录时产生的undo log, 只在事务回滚时需要，并且在事务提交后可以被立即丢弃
• update undo log
  事务在进行update或delete时产生的undo log; 不仅在事务回滚时需要，在快照读时也需要；所以不能随便删除，只有在快速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

因此，对MVCC有帮助的实质是update undo log ，undo log实际上就是存在rollback segment中旧记录链，它的执行流程如下：

比如事务0插入person表一条新记录，name为Jerry, age为24，隐式主键是1，事务ID和回滚指针，我们假设为NULL，如下图

 

现在来了一个事务1对该记录的name做出了修改，改为Tom

• 在事务1修改该行数据时，数据库会先对该行加排他锁
• 然后把该行数据拷贝到undo log中，作为旧记录，既在undo log中有当前行的拷贝副本
• 拷贝完毕后，修改该行name为Tom，并且修改隐藏字段的事务ID为当前事务1的ID, 我们默认从1开始，之后递增，回滚指针指向拷贝到undo log的副本记录，既表示我的上一个版本就是它
• 事务提交后，释放锁

 

又来了个事务2修改person表的同一个记录，将age修改为30岁

• 在事务2修改该行数据时，数据库也先为该行加锁
• 然后把该行数据拷贝到undo log中，作为旧记录，发现该行记录已经有undo log了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在该行记录的undo log最前面
• 修改该行age为30岁，并且修改隐藏字段的事务ID为当前事务2的ID, 那就是2，回滚指针指向刚刚拷贝到undo log的副本记录
• 事务提交，释放锁

 

从上面，我们就可以看出，不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的undo log成为一条记录版本线性表，既链表，undo log的链首就是最新的旧记录，链尾就是最早的旧记录（该undo log的节点可能是会purge线程清除掉，向图中的第一条insert undo log，其实在事务提交之后可能就被删除丢失了，不过这里为了演示，所以还放在这里）

3、Read View(读视图)

Read View就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图(Read View)，记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID, 这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)，所以我们知道 Read View主要是用来做可见性判断的, 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View读视图，把它比作条件用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的undo log里面的某个版本的数据。

Read View遵循一个可见性算法，主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID（即当前事务ID）取出来，与系统当前其他活跃事务的ID去对比（由Read View维护），如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了某些比较，不符合可见性，那就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出Undo Log中的DB_TRX_ID再比较，即遍历链表的DB_TRX_ID（从链首到链尾，即从最近的一次修改查起），直到找到满足特定条件的DB_TRX_ID, 那么这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看见的最新老版本。

我先简化一下Read View，我们可以把Read View简单的理解成有三个全局属性

• rw_trx_ids
  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
• up_limit_id
  记录rw_trx_ids列表中事务ID最小的ID
• low_limit_id
  ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1

判断逻辑如下：

• 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

• 接下来判断 DB_TRX_ID 大于等于 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，那对当前事务肯定不可见，如果小于则进入下一个判断

• 判断DB_TRX_ID 是否在活跃事务之中，rw_trx_ids.contains(DB_TRX_ID)，如果在，则代表我Read View生成时刻，你这个事务还在活跃，还没有Commit，你修改的数据，我当前事务也是看不见的；如果不在，则说明，你这个事务在Read View生成之前就已经Commit了，你修改的结果，我当前事务是能看见的

四、整体流程

我们在了解了隐式字段，undo log， 以及Read View的概念之后，就可以来看看MVCC实现的整体流程是怎么样了。

• 当事务2对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View读视图，假设当前事务ID为2，此时还有事务1和事务3在活跃中，事务4在事务2快照读前一刻提交更新了，所以Read View记录了系统当前活跃事务1，3的ID，维护在一个列表rw_trx_ids上

事务1	事务2	事务3	事务4
事务开始	事务开始	事务开始	事务开始
…	…	…	修改且已提交
进行中	快照读	进行中
…	…	…

• Read View不仅仅会通过一个列表rw_trx_ids来维护事务2执行快照读那刻系统正活跃的事务ID，还会有两个属性up_limit_id（记录rw_trx_ids列表中事务ID最小的ID），low_limit_id(记录rw_trx_ids列表中事务ID最大的ID，也有人说快照读那刻系统尚未分配的下一个事务ID也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1，我更倾向于后者；所以在这里例子中up_limit_id就是1，low_limit_id就是4 + 1 = 5，rw_trx_ids集合的值是1,3。

• 我们的例子中，只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务，所以当前该行数据的undo log如下图所示；我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,low_limit_id和rw_trx_ids进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本是哪个。

• 所以先拿该记录DB_TRX_ID字段记录的事务ID4去跟Read View的的up_limit_id比较，看4是否小于up_limit_id(1)，所以不符合条件，继续判断 4 是否大于等于 low_limit_id(5)，也不符合条件，最后判断4是否处于rw_trx_ids中的活跃事务, 最后发现事务ID为4的事务不在当前活跃事务列表中, 符合可见性条件，所以事务4修改后提交的最新结果对事务2快照读时是可见的，所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

• 也正是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

五、mvcc示例解析

下面以RR隔离级别为例，结合前文提到的几个问题分别说明。

（1）脏读

时间点	事务1	事务2
T1	开始事务	开始事务
T2		修改A的金额，将金额从100改为200
T3	查询A的金额，为100
T4		提交事务

当事务1在T3时刻读取A的余额前，会生成ReadView，由于此时事务2没有提交仍然活跃，因此其事务id一定在ReadView的rw_trx_ids中，因此根据前面介绍的规则，事务B的修改对ReadView不可见。接下来，事务A根据指针指向的undo log查询上一版本的数据，得到A的余额为100。这样事务1就避免了脏读。

（2）不可重复读

 

时间点	事务1	事务2
T1	开始事务	开始事务
T2	快照读A账户，为100
T3		修改A的金额，将金额从100改为200
T4		提交事务
T5	快照读A的金额，为100

当事务1在T2时刻读取A的金额前，会生成ReadView。此时事务2分两种情况讨论，一种是如图中所示，事务已经开始但没有提交，此时其事务id在ReadView的rw_trx_ids中；一种是事务2还没有开始，此时其事务id大于等于ReadView的low_limit_id。无论是哪种情况，根据前面介绍的规则，事务2的修改对ReadView都不可见。当事务1在T5时刻再次读取A的余额时，会根据T2时刻生成的ReadView对数据的可见性进行判断，从而判断出事务2的修改不可见；因此事务1根据指针指向的undo log查询上一版本的数据，得到A的余额为100，从而避免了不可重复读。

（3）幻读

时间点	事务1	事务2
T1	开始事务	开始事务
T2	快照读A账户，为100
T3		修改A的金额，将金额从100改为200
T4		提交事务
T5	快照读A的金额，为100

MVCC避免幻读的机制与避免不可重复读非常类似。

当事务A在T2时刻读取0<id<5的用户余额前，会生成ReadView。此时事务B分两种情况讨论，一种是如图中所示，事务已经开始但没有提交，此时其事务id在ReadView的rw_trx_ids中；一种是事务B还没有开始，此时其事务id大于等于ReadView的low_limit_id。无论是哪种情况，根据前面介绍的规则，事务B的修改对ReadView都不可见。

当事务A在T5时刻再次读取0<id<5的用户余额时，会根据T2时刻生成的ReadView对数据的可见性进行判断，从而判断出事务B的修改不可见。因此对于新插入的数据lisi(id=2)，事务A根据其指针指向的undo log查询上一版本的数据，发现该数据并不存在，从而避免了幻读。