十六、MySql的MVCC机制CONNECT（收官！）

一、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)

二、读-写

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。
为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

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

（一）3个记录隐藏列字段

DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 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），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以
DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引 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

假设测试表结构是：

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)

上面描述的意思是：

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。

（二）undo 日志

MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。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。

（三）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)。

1. 事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁。

2. 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)

3. 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。

4. 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)。

5. 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？）

6. 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。

7. 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。

8. 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。

（四）一些思考

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？
当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如：select
lock in share mode(共享锁), select for update （这个好理解，我们后面不讨论）。

快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。(这个我们后面重点讨论)

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。

历史版本的数据不可修改！

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?

（五）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。

下面是 ReadView 结构,但为了减少负担，我们简化一下！

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...
};
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

MySql学习的最后一节课，感觉数据库真的是这几门里面最简单的了，虽然说刚开始配置环境的时候也是很头疼，但是好在自己坚持下来了，继续努力，还有接下来的redis，es…,c++是永远学不完的…