数据库并发的场景有三种

读-读: 不存在任何问题，也不需要并发控制
读-写∶有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
写-写:有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失(后面补充)

MVCC概念

全称Multi-version Concurrency Control，多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能。MVCC的具体实现，还需要依赖于数据库记录中的三个隐式字段、undo log日志、readView。

读-写

重点研究读写并发
多版本并发控制（ MVCC ）是一种用来解决 读-写冲突 的无锁并发控制

(当我们启动一个事务时begin)MySQL会为该事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题：

• 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

注意：通过这个单向增长的ID大小，我们就能确定事务到来的先后顺序！

理解 MVCC 需要知道三个前提知识：

• 3个记录隐藏字段
• undo 日志
• Read View

3个记录隐藏列字段

DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改该记录的( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID
DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）
DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表指定没有主键， InnoDB 会自动以 DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引
flag补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了

假设测试表的结构：

mysql> create table if not exists student(
name varchar(11) not null,
age int not null
);
mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
mysql> select * from student;
+--------+-----+
| name | age |
+--------+-----+
| 张三 | 28 |
+--------+-----+
1 row in set (0.00 sec)

上述的表其实是这个样子的：

name	age	DB_TRX_ID(创建该事务的ID)	DB_ROW_ID(隐式主键)	DB_ROLL_PTR
张三	28	null	1	null

我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null

undo log

MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。

所以，我们这里理解undo log，简单理解成，就是 MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行。

模拟MVCC

---

---

现在想要回滚，可以根据回滚指针来恢复数据，事务中我们的操作，形成了一个基于链表的历史版本链！
所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据！！

上面的版本我们称之为一个个的快照(快速照的照片)

上面是以更新（upadte）主讲的,如果是delete呢？一样的，别忘了，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。
如果是insert呢？因为insert是插入，也就是之前没有数据，那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。

总结一下，也就是我们可以理解成，update和delete可以形成版本链，insert暂时不考虑。

那么select呢？首先，select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。不过，此时有个问题，就是：select读取，是读取最新的版本呢？还是读取历史版本？
都有可能

当前读

读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁（增删改查，都叫做当前读）。对于我们日常的操作，如:
select … lock in share mode(共享锁)，select …for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读。

快照读

简单的select (不加锁）就是快照读，快照读，读取的是记录数据的可见版本，有可能是历史数据，但是不加锁，是非阻塞读。

• Read Committed:每次select，都生成一个快照读。
• Repeatable Read:开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
• Serializable:快照读会退化为当前读。

---

我们可以看到，在多个事务同时删改查的时候，都是当前读，是要加锁的。那同时有select过来，如果也要读取最新版(当前读)，那么也就需要加锁，这就是串行化。
但如果是快照读，读取历史版本的话，是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！换言之，提高了效率，即MVCC的意义所在。

那么，是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？隔离级别!

那为什么要有隔离级别呢？
事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。

但是经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总是有先有后的。
那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的“有先有后”，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。

先来的事务，应不应该看到后来的事务所做的修改呢?
不应该

那么，如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？readview

Read View

Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 读视图 (Read View)，在该事务执行的快照读的那一刻，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)

Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。 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。

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...
};

四个重要字段：

• m_ids//一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
• up_limit_id //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)
• 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(也没有写错)
• creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同:
READ COMMITTED∶在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
REPEATABLE READ:仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView。

RC与RR的本质区别

RC

---

---

RR

总结区别：

• 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
• 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View, 将当前系统活跃的其他事务记录起来
• 此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；
• 即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
• 而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
• 总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。
• 正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。