我勸！這位年輕人不講MVCC，耗子尾汁！
阿新 • • 發佈：2020-12-03
[TOC]
Hi，大家好！我是白日夢。 今天我要跟你分享的話題是：“MySQL是如何根據undo log 鏈條實現read view機制的？談談看”
### 一、事務的隔離級別與MVCC？ MySQL單程序多執行緒的資料庫軟體，在事務的併發操作中可能會出現髒讀，不可重複讀，幻讀。 MySQL支援的四種事務隔離級別如下： * Read uncommited 簡單來說就是：事務A可以讀到事務B未commit的資料。這種情況也被叫做髒讀。 * Read commited 簡單來說就是：事務A可以讀到事務B已經commit的資料。 * Serializable 在該級別下，寫會加寫鎖、讀會加讀鎖，除了讀讀不互斥，其他組合都互斥，因此可以保證事務序列化順序執行，可以避免髒讀、不可重複讀與幻讀。 * Repeatable read 如下圖：可重複讀要求事務A兩次 select 查詢出來的結果是一樣的，即使中間事務B將id=1的行給修改了，也要保證事務A再讀取時，讀到的結果也得和第一次讀到的結果相同。  但是可重複讀存在幻讀讀問題，比如事務A開啟後按某個範圍X讀取一次（事務未提交），這時其他事務在該範圍X內插入了新的資料，事務A再讀時就會將新插入的資料讀取出來，當然在MySQL的RR隔離級別下不會再出現這種幻行的問題。 問題的解決得益於：MVCC多版本併發控制的快照讀和next-key lock 當前讀。
### 二、Repeatable Read是如何實現的 以RR隔離級別為例： 你可以像下面這樣看一下你的MySQL預設使用的什麼隔離級別：  MVCC多版本併發控制也被稱為快照讀，在RR的隔離級別下，當事務開啟時會建立一個檢視（Read View），其實這個檢視就是所謂的快照。在整個事務存在的期間，一直會使用這個檢視。 下面看一個九個步驟的小實驗：  上圖中的右部分的會話中begin之後，就會建立讀檢視，所以它的多次select使用的是同一個檢視，所以結果都是一樣的。即使資料中途被左邊的事務更改了，它也沒有受到影響。 再結合檢視去理解這個過程。 當你執行begin開啟事務之後，MySQL會拍下像下圖這樣的快照：  上圖中的trx_ids中記錄著MySQL中活躍的且未提交的事務。 假設有事務A、事務B擦不多在同一時刻開啟，那這兩個事務會分別得到如下的檢視。  在RR的隔離級別下，事務一開啟就會得到上圖那樣的ReadView，並且只要事務不提交這個ReadView就一直有效。 就上圖來說： 在事務A的檢視中，它的事務ID=61，此時活躍的事務集合是[61、62]，活躍的事務ID中最小的事務id是它本身。下一個事務id應該是63。 在事務B的檢視中，它的事務ID=621，此時活躍的事務集合是[61、62]，活躍的事務ID中最小的事務id是61。下一個事務id應該是63。 先讓事務A嘗試去讀取name列的資料。 它會發現的這行資料的Data_TRX_ID=60，通過和trx_ids對比發現這個事務ID不在活躍的事務id集合trx_ids中，並且小於它本身的60。說明：在事務A開啟之前，事務ID=60的事務早就提交過了。所以事務A能直接這行資料name = tom。 然後事務B通過update語句嘗試去修改這行資料，想將name 改成 jetty。這時MySQL會記錄相應的undo log，並以連結串列的方式串聯起來，於是我們會得到下圖：  你可以看到上圖中，由於事務B將name改成jerry，導致多出一條undo log。這條undo對應的事務ID=事務B的事務ID = 62。並且通過一個指標執向它的上一個undo log記錄。 這時如果事務A重新去讀，首先它會讀取到的記錄是name = jerry，但是它也會發現該記錄的trx_id = 62 , 比自己的61還大，並且比下一個事務ID63小。說明：它讀到記錄其實是和自己同時開啟的事務修改後的產物，這時他就會沿著undo log鏈條往前找，直到找到第一個trx_id等於或者小於自己事務ID的記錄為止。所以事務A再一次讀取到trx_id = 60的記錄。 這也就是所謂的快照讀機制。 另外需要注意的是：就上例來說，在RR的隔離級別下，確實能保證事務A每次讀取出來的結果都是一樣的，而且在事務B將其修改後，事務A依然能讀取出name = tom。但是這時name=tom真的只是個快照，本質上它已經可以算是不存在是資料了。
### 本文是MySQL專題第15篇，全文近100篇（公眾號首發） 本文是第15篇，全文近100篇，[點選檢視目錄](https://www.cnblogs.com/ZhuChangwu/p/13953209.html)
### 三、Read Commited是如何實現的： 在RR隔離級別下，當事務一開始檢視就會被創建出來，並且一直到該事務提交該檢視都有效。 在Read Commited隔離級別，每次select 都會建立一個新的檢視。 還是使用這個例子：假設事務A和事務B併發開啟，並且各自得到了圖中的ReadView。然後很快，事務B就將資料name = tom改成了name = jerry（未提交）。那這時事務A去select會檢索出什麼結果呢？ 事務A檢索過程：事務A首先會沿著undo log鏈條從頭開始找，於是它首先找到name = jerry的列。但是它也發現該列的trx_id = 62 不但比自己的事務ID60大，而且還在trx_ids這個活躍事務列表中，說明name = jerry是被和自己差不多同時開啟的其他事務更改的。它自然也就讀不到。  緊接著事務B提交事務，然後事務A重新select會開啟一個新的檢視，得到如下圖： 當事務A沿著undo log鏈條往下查詢時，他發現首先發現的name = jerry的行的trx_id是62，竟然比自己的事務ID61還大，但是進一步發現，這個事務ID62並不在trx_ids中。說明，這個其實是已經被提交了的資料，那直接就意味著其實自己是允許讀出這條資料的。這也就是所謂的讀已提交機制。 
Hi，大家好！我是白日夢。 今天我要跟你分享的話題是：“MySQL是如何根據undo log 鏈條實現read view機制的？談談看”
### 一、事務的隔離級別與MVCC？ MySQL單程序多執行緒的資料庫軟體，在事務的併發操作中可能會出現髒讀，不可重複讀，幻讀。 MySQL支援的四種事務隔離級別如下： * Read uncommited 簡單來說就是：事務A可以讀到事務B未commit的資料。這種情況也被叫做髒讀。 * Read commited 簡單來說就是：事務A可以讀到事務B已經commit的資料。 * Serializable 在該級別下，寫會加寫鎖、讀會加讀鎖，除了讀讀不互斥，其他組合都互斥，因此可以保證事務序列化順序執行，可以避免髒讀、不可重複讀與幻讀。 * Repeatable read 如下圖：可重複讀要求事務A兩次 select 查詢出來的結果是一樣的，即使中間事務B將id=1的行給修改了，也要保證事務A再讀取時，讀到的結果也得和第一次讀到的結果相同。  但是可重複讀存在幻讀讀問題，比如事務A開啟後按某個範圍X讀取一次（事務未提交），這時其他事務在該範圍X內插入了新的資料，事務A再讀時就會將新插入的資料讀取出來，當然在MySQL的RR隔離級別下不會再出現這種幻行的問題。 問題的解決得益於：MVCC多版本併發控制的快照讀和next-key lock 當前讀。
### 二、Repeatable Read是如何實現的 以RR隔離級別為例： 你可以像下面這樣看一下你的MySQL預設使用的什麼隔離級別：  MVCC多版本併發控制也被稱為快照讀，在RR的隔離級別下，當事務開啟時會建立一個檢視（Read View），其實這個檢視就是所謂的快照。在整個事務存在的期間，一直會使用這個檢視。 下面看一個九個步驟的小實驗：  上圖中的右部分的會話中begin之後，就會建立讀檢視，所以它的多次select使用的是同一個檢視，所以結果都是一樣的。即使資料中途被左邊的事務更改了，它也沒有受到影響。 再結合檢視去理解這個過程。 當你執行begin開啟事務之後，MySQL會拍下像下圖這樣的快照：  上圖中的trx_ids中記錄著MySQL中活躍的且未提交的事務。 假設有事務A、事務B擦不多在同一時刻開啟，那這兩個事務會分別得到如下的檢視。  在RR的隔離級別下，事務一開啟就會得到上圖那樣的ReadView，並且只要事務不提交這個ReadView就一直有效。 就上圖來說： 在事務A的檢視中，它的事務ID=61，此時活躍的事務集合是[61、62]，活躍的事務ID中最小的事務id是它本身。下一個事務id應該是63。 在事務B的檢視中，它的事務ID=621，此時活躍的事務集合是[61、62]，活躍的事務ID中最小的事務id是61。下一個事務id應該是63。 先讓事務A嘗試去讀取name列的資料。 它會發現的這行資料的Data_TRX_ID=60，通過和trx_ids對比發現這個事務ID不在活躍的事務id集合trx_ids中，並且小於它本身的60。說明：在事務A開啟之前，事務ID=60的事務早就提交過了。所以事務A能直接這行資料name = tom。 然後事務B通過update語句嘗試去修改這行資料，想將name 改成 jetty。這時MySQL會記錄相應的undo log，並以連結串列的方式串聯起來，於是我們會得到下圖：  你可以看到上圖中，由於事務B將name改成jerry，導致多出一條undo log。這條undo對應的事務ID=事務B的事務ID = 62。並且通過一個指標執向它的上一個undo log記錄。 這時如果事務A重新去讀，首先它會讀取到的記錄是name = jerry，但是它也會發現該記錄的trx_id = 62 , 比自己的61還大，並且比下一個事務ID63小。說明：它讀到記錄其實是和自己同時開啟的事務修改後的產物，這時他就會沿著undo log鏈條往前找，直到找到第一個trx_id等於或者小於自己事務ID的記錄為止。所以事務A再一次讀取到trx_id = 60的記錄。 這也就是所謂的快照讀機制。 另外需要注意的是：就上例來說，在RR的隔離級別下，確實能保證事務A每次讀取出來的結果都是一樣的，而且在事務B將其修改後，事務A依然能讀取出name = tom。但是這時name=tom真的只是個快照，本質上它已經可以算是不存在是資料了。
### 本文是MySQL專題第15篇，全文近100篇（公眾號首發） 本文是第15篇，全文近100篇，[點選檢視目錄](https://www.cnblogs.com/ZhuChangwu/p/13953209.html)
### 三、Read Commited是如何實現的： 在RR隔離級別下，當事務一開始檢視就會被創建出來，並且一直到該事務提交該檢視都有效。 在Read Commited隔離級別，每次select 都會建立一個新的檢視。 還是使用這個例子：假設事務A和事務B併發開啟，並且各自得到了圖中的ReadView。然後很快，事務B就將資料name = tom改成了name = jerry（未提交）。那這時事務A去select會檢索出什麼結果呢？ 事務A檢索過程：事務A首先會沿著undo log鏈條從頭開始找，於是它首先找到name = jerry的列。但是它也發現該列的trx_id = 62 不但比自己的事務ID60大，而且還在trx_ids這個活躍事務列表中，說明name = jerry是被和自己差不多同時開啟的其他事務更改的。它自然也就讀不到。  緊接著事務B提交事務，然後事務A重新select會開啟一個新的檢視，得到如下圖： 當事務A沿著undo log鏈條往下查詢時，他發現首先發現的name = jerry的行的trx_id是62，竟然比自己的事務ID61還大，但是進一步發現，這個事務ID62並不在trx_ids中。說明，這個其實是已經被提交了的資料，那直接就意味著其實自己是允許讀出這條資料的。這也就是所謂的讀已提交機制。 