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MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View。

什么是ReadView

  Read View是一个数据库的内部快照，该快照被用于InnoDB存储引擎中的MVCC机制。简单点说，Read View就是一个快照，保存着数据库某个时刻的数据信息。Read View会根据事务的隔离级别决定在某个事务开始时，该事务能看到什么信息。就是说通过Read View，事务可以知道此时此刻能看到哪个版本的数据记录（有可能不是最新版本的，也有可能是最新版本的）。可重复读、读已提交、读未提交，这几个隔离级别都会使用Read View。

设计思路 

使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录 的最新版本就好了。

使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。

使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到 已经提交了的 事务修改 过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，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，这是ReadView要解决的主要问题。

这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容，分别如下：

1. creator_trx_id ，创建这个 Read View 的事务 ID。

说明：只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为 事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。

2. trx_ids ，表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的 事务id列表 。  

3. up_limit_id ，活跃的事务中最小的事务 ID。

4. low_limit_id ，表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是系 统最大的事务id值，这里要注意是系统中的事务id，需要区别于正在活跃的事务ID。

注意：low_limit_id并不是trx_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比如，现在有id为1，

2，3这三个事务，之后id为3的事务提交了。那么一个新的读事务在生成ReadView时，

trx_ids就包括1和2，up_limit_id的值就是1，low_limit_id的值就是4。

ReadView的规则 

有了这个ReadView，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ReadView中的 up_limit_id 值，表明生成该版本的事务在当前 事务生成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属性值大于或等于ReadView中的 low_limit_id 值，表明生成该版本的事 务在当前事务生成ReadView后才开启，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ReadView的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，那就需要判 断一下trx_id属性值是不是在 trx_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。

MVCC整体操作流程 

了解了这些概念之后，我们来看下当查询一条记录的时候，系统如何通过MVCC找到它：

1. 首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID；

2. 获取 ReadView；

3. 查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较；

4. 如果不符合 ReadView 规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照；

5. 最后返回符合规则的数据。 在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次Read View。

如表所示：

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注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次 Read View，这时如果 Read View 不同，就可能产生 不可重复读或者幻读的情况。  

当隔离级别为可重复读的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次 SELECT 的时候会 获取一次 Read View，而后面所有的 SELECT 都会复用这个 Read View，如下表所示：  

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举例说明 

READ COMMITTED隔离级别下

READ COMMITTED ：每次读取数据前都生成一个ReadView。

现在有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行：

# Transaction 10

BEGIN;

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

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

# Transaction 20

BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录

...

此刻，表student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：  

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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 10、20未提交

SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

之后，我们把 事务id 为 10 的事务提交一下：  

# 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 事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录： 

# Transaction 20

BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录

...

UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1; 

UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表student中 id 为 1 的记录的版本链就长这样：  

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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 10、20均未提交

SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交

SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'王五'

REPEATABLE READ隔离级别下 

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。

比如，系统里有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行：

# Transaction 10

BEGIN;

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

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

# Transaction 20

BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录

...

此刻，表student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：  

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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 10、20未提交

SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

之后，我们把 事务id 为 10 的事务提交一下，就像这样：  

# 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 事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：  

# Transaction 20

BEGIN;

# 更新了一些别的表的记录

...

UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1; 

UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样：  

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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 10、20均未提交

SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交

SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍为'张三'

5.3 如何解决幻读 

接下来说明InnoDB 是如何解决幻读的。

假设现在表 student 中只有一条数据，数据内容中，主键 id=1，隐藏的 trx_id=10，它的 undo log 如下图 所示。

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假设现在有事务 A 和事务 B 并发执行， 事务 A 的事务 id 为 20 ， 事务 B 的事务 id 为 30 。 步骤1：事务 A 开始第一次查询数据，查询的 SQL 语句如下。  

select * from student where id >= 1;

在开始查询之前，MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView，此时 ReadView 的内容如下： trx_ids= [20,30] ， up_limit_id=20 ， low_limit_id=31 ， creator_trx_id=20 。  

由于此时表 student 中只有一条数据，且符合 where id>=1 条件，因此会查询出来。然后根据 ReadView机制，发现该行数据的trx_id=10，小于事务 A 的 ReadView 里 up_limit_id，这表示这条数据是事务 A 开 启之前，其他事务就已经提交了的数据，因此事务 A 可以读取到。

结论：事务 A 的第一次查询，能读取到一条数据，id=1。

步骤2：接着事务 B(trx_id=30)，往表 student 中新插入两条数据，并提交事务。

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

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

此时表student 中就有三条数据了，对应的 undo 如下图所示：  

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步骤3：接着事务 A 开启第二次查询，根据可重复读隔离级别的规则，此时事务 A 并不会再重新生成ReadView。此时表 student 中的 3 条数据都满足 where id>=1 的条件，因此会先查出来。然后根据ReadView 机制，判断每条数据是不是都可以被事务 A 看到。

1）首先 id=1 的这条数据，前面已经说过了，可以被事务 A 看到。

2）然后是 id=2 的数据，它的 trx_id=30，此时事务 A 发现，这个值处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之 间，因此还需要再判断 30 是否处于 trx_ids 数组内。由于事务 A 的 trx_ids=[20,30]，因此在数组内，这表 示 id=2 的这条数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的，所以这条数据不能让事务 A 看到。

3）同理，id=3 的这条数据，trx_id 也为 30，因此也不能被事务 A 看见。

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结论：最终事务 A 的第二次查询，只能查询出 id=1 的这条数据。这和事务 A 的第一次查询的结果是一样 的，因此没有出现幻读现象，所以说在 MySQL 的可重复读隔离级别下，不存在幻读问题。  

总结 

这里介绍了 MVCC 在 READ COMMITTD 、 REPEATABLE READ 这两种隔离级别的事务在执行快照读操作时 访问记录的版本链的过程。这样使不同事务的 读-写 、 写-读 操作并发执行，从而提升系统性能。

核心点在于 ReadView 的原理， 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

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 使用这个ReadView就好了。

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