一、数据库的并发场景

数据库并发的场景无非如下三种：

• 读-读并发：不存在任何问题，也不需要并发控制。
• 读-写并发：有线程安全问题，可能会存在事务隔离性问题，可能遇到脏读、幻读、不可重复读。
• 写-写并发：有线程安全问题，可能会存在两类更新丢失问题。

说明一下：

• 写-写并发场景下的第一类更新丢失又叫做回滚丢失，即一个事务的回滚把另一个已经提交的事务更新的数据覆盖了，第二类更新丢失又叫做覆盖丢失，即一个事务的提交把另一个已经提交的事务更新的数据覆盖了。
• 读-读并发不需要进行并发控制，写-写并发实际也就是对数据进行加锁，这里最值得讨论的是读-写并发，读-写并发是数据库当中最高频的场景，在解决读-写并发时不仅需要考虑线程安全问题，还需要考虑并发的性能问题。

二、多版本并发控制

• 多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control，MVCC）是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制，主要依赖记录中的3个隐藏字段、undo日志和Read View实现。
• 为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，将版本与事务ID相关联，读操作只读该事务开始前的数据库快照。
• MVCC保证读写并发时，读操作不会阻塞写操作，写操作也不会阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能，同时还可以解决脏读、幻读和不可重复读等事务隔离性问题。

隐藏字段

数据库表中的每条记录都会有如下3个隐藏字段：

• DB_TRX_ID：6字节，创建或最近一次修改该记录的事务ID。
• DB_ROW_ID：6字节，隐含的自增ID（隐藏主键）。
• DB_ROLL_PTR：7字节，回滚指针，指向这条记录的上一个版本。

说明一下：

• 采用InnoDB存储引擎建立的每张表都会有一个主键，如果用户没有设置，InnoDB就会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引。
• 此外，数据库表中的每条记录还有一个删除flag隐藏字段，用于表示该条记录是否被删除，便于进行数据回滚。

实例

创建一个学生表，表中包含学生的姓名和年龄。如下：

当向表中插入一条记录后，该记录不仅包含name和age字段，还包含三个隐藏字段。如下：

name	age	DB_ROW_ID(创建该记录的事务ID)	DB_ROW_ID(隐式主键)	DB_ROLL_PTR(回滚指针)
张三	28	9	1	null

• 假设插入该记录的事务的事务ID为9，那么该记录的DB_TRX_ID字段填的就是9。
• 因为这是插入的第一条记录，所以隐式主键DB_ROW_ID字段填的就是1。
• 由于这条记录是新插入的，没有历史版本，所以回滚指针DB_ROLL_PTR的值设置为null。
• MVCC重点需要的就是这三个隐藏字段，实际还有其他隐藏字段，只不过没有画出。

undo日志

• redo log：重做日志，用于MySQL崩溃后进行数据恢复，保证数据的持久性。
• bin log：逻辑日志，用于主从数据备份时进行数据同步，保证数据的一致性。
• undo log：回滚日志，用于对已经执行的操作进行回滚，保证事务的原子性。

MySQL会为上述三大日志开辟对应的缓冲区，用于存储日志相关的信息，必要时会将缓冲区中的数据刷新到磁盘。

MVCC的实现主要依赖三大日志中的undo log，记录的历史版本就是存储在undo log对应的缓冲区中的。

模拟MVCC

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)。

• 事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁。

• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)

• 所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 ‘李四’。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。

• 事务10提交，释放锁。

备注：此时，最新的记录是’李四‘那条记录。
现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)。

• 事务11,因为也要修改，所以要先给该记录加行锁。（该记录是那条？）
• 修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。
• 现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副
• 本记录，既表示我的上一个版本就是它。
• 事务11提交，释放锁。

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。

上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的 快照。

insert和delete的记录如何维护版本链？

• 删除记录并不是真的把数据删除了，而是先将该记录拷贝一份放入undo log中，然后将该记录的删除flag隐藏字段设置为1，这样回滚后该记录的删除flag隐藏字段就又变回0了，相当于删除的数据又恢复了。
• 新插入的记录是没有历史版本的，但是一般为了回滚操作，新插入的记录也需要拷贝一份放入undo log中，只不过被拷贝到undo log中的记录的删除flag隐藏字段被设置为1，这样回滚后就相当于新插入的数据就被删除了。

当前读、快照读

• 当前读：读取最新的记录，就叫做当前读。
• 快照读：读取历史版本，就叫做快照读。

事务在进行增删查改的时候，并不是都需要进行加锁保护：

• 事务对数据进行增删改的时候，操作的都是最新记录，即当前读，需要进行加锁保护。
• 事务在进行select查询的时候，既可能是当前读也可能是快照读，如果是当前读，那也需要进行加锁保护，但如果是快照读，那就不需要加锁，因为历史版本不会被修改，也就是可以并发执行，提高了效率，这也就是MVCC的意义所在。

而select查询时应该进行当前读还是快照读，则是由隔离级别决定的，在读未提交和串行化隔离级别下，进行的都是当前读，而在读提交和可重复读隔离级别下，既可能进行当前读也可能进行快照读。

Read View

事务在进行快照读操作时会生成读视图ReadView，在该事务执行快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃的事务ID。

ReadView在MySQL源码中就是一个类，本质是用来进行可见性判断的，当事务对某个记录执行快照读的时候，对该记录创建一个ReadView，根据这个Read View来判断，当前事务能够看到该记录的哪个版本的数据。

ReadView类的源码如下：

class ReadView {
	// 省略...
private:
	/** 高水位：大于等于这个ID的事务均不可见*/
	trx_id_t m_low_limit_id;
	
	/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
	trx_id_t m_up_limit_id;
	
	/** 创建该 Read View 的事务ID*/
	trx_id_t m_creator_trx_id;
	
	/** 创建视图时的活跃事务id列表*/
	ids_t m_ids;
	
	/** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
	* 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
	trx_id_t m_low_limit_no;
	
	/** 标记视图是否被关闭*/
	bool m_closed;
	
	// 省略...
};

部分成员说明：

• m_ids： 一张列表，记录Read View生成时刻，系统中活跃的事务ID。
• m_up_limit_id： 记录m_ids列表中事务ID最小的ID。
• m_low_limit_id： 记录Read View生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID。
• m_creator_trx_id： 记录创建该Read View的事务的事务ID。

由于事务ID是单向增长的，因此根据Read View中的m_up_limit_id和m_low_limit_id，可以将事务ID分为三个部分：

• 事务ID小于 m_up_limit 的事务，一定是生成Read View时已经提交的事务，因为m_up_limit_id是生成Read View时刻系统中活跃事务ID中的最小ID，因此事务ID比它小的事务在生成Read View时一定已经提交了。
• 事务ID大于等于m_low_limit_id的事务，一定是生成Read View时还没有启动的事务，因为m_low_limit_id是生成Read View时刻，系统尚未分配的下一个事务ID。
• 事务ID位于m_up_limit_id和m_low_limit_id之间的事务，在生成Read View时可能正处于活跃状态，也可能已经提交了，这时需要通过判断事务ID是否存在于m_ids中来判断该事务是否已经提交。

• 一个事务在进行读操作时，只应该看到自己或已经提交的事务所作的修改，因此我们可以根据Read View来判断当前事务能否看到另一个事务所作的修改。
• 版本链中的每个版本的记录都有自己的DB_TRX_ID，即创建或最近一次修改该记录的事务ID，因此可以依次遍历版本链中的各个版本，通过Read View来判断当前事务能否看到这个版本，如果不能则继续遍历下一个版本。

源码：

bool changes_visible(trx_id_t id, const table_name_t& name) const 
	MY_ATTRIBUTE((warn_unused_result))
{
	ut_ad(id > 0);
	//1、事务id小于m_up_limit_id（已提交）或事务id为创建该Read View的事务的id，则可见
	if (id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id) {
		return(true);
	}
	check_trx_id_sanity(id, name);
	//2、事务id大于等于m_low_limit_id（生成Read View时还没有启动的事务），则不可见
	if (id >= m_low_limit_id) {
		return(false);
	}
	//3、事务id位于m_up_limit_id和m_low_limit_id之间，并且活跃事务id列表为空（即不在活跃列表中），则可见
	else if (m_ids.empty()) {
		return(true);
	}
	const ids_t::value_type* p = m_ids.data();
	//4、事务id位于m_up_limit_id和m_low_limit_id之间，如果在活跃事务id列表中则不可见，如果不在则可见
	return (!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id));
}

使用该函数时将版本的DB_TRX_ID传给参数id，该函数的作用就是根据Read View，判断当前事务能否看到这个版本。

如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件，即可以看到。上面的
readview 是当你进行select的时候，会自动形成。

整体流程

假设当前有条记录：

事务操作：

• 事务4：修改name(张三) 变成name(李四)
• 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

//事务2的 Read View

m_ids; // 1,3

up_limit_id; // 1

low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID

creator_trx_id // 2

此时版本链是：

• 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。
  
  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和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

//事务2的 Read View

m_ids; // 1,3

up_limit_id; // 1

low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID

creator_trx_id // 2 //事务4提交的记录对应的事务ID

DB_TRX_ID=4

//比较步骤

DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? 不小于，下一步

DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步

m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。

//结论

故，事务4的更改，应该看到。 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

实例：

RC（不可重复读）和RR（可重复读）的本质区别

实例

不可重复读

在两个事务并发运行时，一个事务可以观察到另一个事务操作数据的过程。

可重复读

情况1：

情况2：

上面两次实验的唯一区别在于，右终端中的事务在左终端中的事务修改数据之前是否进行过快照读。

RR与RC的本质区别

• 正是因为Read View生成时机的不同，从而造成了RC和RR级别下快照读的结果的不同。
• 在RR级别下，事务第一次进行快照读时会创建一个Read View，将当前系统中活跃的事务记录下来，此后再进行快照读时就会直接使用这个Read View进行可见性判断，因此当前事务看不到第一次快照读之后其他事务所作的修改。
• 而在RC级别下，事务每次进行快照读时都会创建一个Read View，然后根据这个Read View进行可见性判断，因此每次快照读时都能读取到被提交了的最新的数据。
• RR级别下快照读只会创建一次Read View，所以RR级别是可重复读的，而RC级别下每次快照读都会创建新的Read View，所以RC级别是不可重复读的。