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MVCC是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制，也就是为事务分配单项增长的时间戳，为每个修改保存一个版本，版本与事务时间戳关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照

MVCC，全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制。MVCC是一种并发控制的方法，一般在数据库管理系统中，实现对数据库的并发访问，在编程语言中实现事务内存。

MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读。

当前读

像select lock in share mode（共享锁）, select for update ; update, insert ,delete（排他锁）这些操作都是一种当前读，为什么叫当前读？就是它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。

快照读（提高数据库的并发查询能力）

像不加锁的select操作就是快照读，即不加锁的非阻塞读；快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读；之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于多版本并发控制，即MVCC，可以认为MVCC是行锁的一个变种，但它在很多情况下，避免了加锁操作，降低了开销；既然是基于多版本，即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本，而有可能是之前的历史版本

当前读、快照读、MVCC关系

MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读是MySQL为实现MVCC的一个非阻塞读功能。MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个隐式字段，undo日志、read view三个组件来实现的

解决以下问题

1、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

2、解决脏读、幻读、不可重复读等事务隔离问题，但是不能解决更新丢失问题

幻读等问题详情

实现原理

主要依赖于记录中的三个隐藏字段，undolog,read view来实现的。

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_ROWID等字段

DB_TRX_ID

6字节，最近修改事务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

7字节，回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合undolog，指向上一个旧版本

DB_ROW_D

6字节，隐藏的主键，如果数据表没有主键，那么innodb会自动生成一个6字节的rowid

undo log

undolog被称之为回滚日志，表示在进行insert,delete, update操作的时候产生的方便回滚的日志
当进行insert操作的时候，产生的undolog只在事务回滚的时候需要，并且在事务提交之后可以被立刻丢弃当进行update和delete操作的时候，产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要，在快照读的时候也需要，所以不能随便删除，只有在快照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（当数
据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit，并不是真正的将过时的记录删除，因为为了节省磁盘空间，innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录，如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见，那么这条记录一定时可以被清除的）

Read View

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在该事务执行快照读的那一刻，会生成一个数据系统当前的快照，记录并维护系统当前活跃事务的id，事务的id值是递增的。

其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据

Read View遵循的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（当前事务id）取出来，与系统当前其他活跃事务的id去对比，如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较，即遍历链表中的DB_TRX_ID，直到找到满足条件的DB_TRX_ID，这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。

Read View的可见性规则如下所示：

首先要知道Read View中的三个全局属性：

trx_list：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(1,2,3)

up_limit_id：记录trx_list列表中事务ID最小的ID(1)

low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID,(4)

具体的比较规则如下：

1、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

2、接下来判断DB_TRX_ID>= 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，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，则进入下一步判断

3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的。

RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同

因为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

1、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即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

2、在RR级别下，快照读生成ead View时，Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照，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

3、在RC级别下，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。

总结：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.