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🛸Mysql专栏：Mysql内功修炼基地
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一、三种数据库并发的场景
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
2.1、三个前置知识
-
每个事务都有自己的事务id，可以根据事务id的大小，来决定事务到来的先后顺序
-
mysqld可能会面临处理多个事务的情况，事务也有自己的生命周期，mysqld要对多个事务进行管理，先描述，在组织。事务在我看来，mysqld中一定是对应的一个或者一套结构体对象，事务也有自己的结构体
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
例如插入第一条数据的表结构
| name | age | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR | DB_ROW_ID |
|---|---|---|---|---|
| 张三 | 20 | null | null | 1 |
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日志
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
现在有一个事务10，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(20)改成age(50)。
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 50。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。
delete场景
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。
insert场景
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undolog 的历史insert记录就可以被清空了。
select场景
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：selectlock in share mode(共享锁), select for update
快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。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。
结论:select是当前读还是快照读，是由隔离级别决定的。
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？
MVCC机制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
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
注意：read view是事务可见性的一个类，不是事务创建出来，就会有read view，而是当这个事务（已经存在），首次进行快照读的时候，mysql 形成read view！
Read View实验
假设当前有条记录：
| name | age | DB_TRX_ID | DB_ROW_ID | DB_ROLL_PTR |
|---|---|---|---|---|
| 王五 | 23 | null | 1 | null |
事务操作：
-
事务4：修改name(王五) 变成name(李六)
-
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 快照读id
-
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
RR与RC的本质区别
-
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。
测试：当前读和快照读在RR级别下的区别
-- 设置RR模式下测试
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
-- 重启终端
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
-- 依旧用之前的表
create table if not exists account(
id int primary key,
name varchar(50) not null default '',
blance decimal(10,2) not null default 0.0
)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;
-- 插入一条记录，用来测试
mysql> insert into user (id, age, name) values (1, 15,'黄蓉');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
用例一
用例二
-
用例1与用例2：唯一区别仅仅是 表1 的事务B在事务A修改age前 快照读 过一次age数据
-
而 表2 的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。
结论：
事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方，
即某个事务中首次出现快照读，决定该事务后续快照读结果的能力
delete同样如此