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(不讨论)
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(主要内容)
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(问题较少本篇不讨论)

一.MVCC机制(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。

1.预备知识

1.每个事务都要有自己的事务ID,可以根据事务ID的大小，来决定事务到来的先后顺序。

2.mysqla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,mysqd要对多个事务进行管理，先描述，再组织。事务在我看来,mysqla中一定是对应的一个或者一套结构体对象(类对象，事务也要有自己的结构体。

1.三个记录隐藏字段

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

例如创建一张表

上面的意思是：

2.undo日志

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。

2.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)。

修改前，现该行记录拷贝到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undolog中副本数据的地址，从而指向副本记录，即表示我的上一个版本就是它。

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)。

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 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undolog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。

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。快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。

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undolog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。

所以为什么我们选择不同的隔离级别用select看到的数据是不一样的呢？就是因为我们看到的是不同版本。换言之我们select看到哪个版本，由隔离级别决定。

3.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。

该类里有很多数据，最重要的是以下四个：

我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的，即：当前记录的
DB_TRX_ID 。

那么，我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的 ReadView 和 版本链中的某一个记录的
DB_TRX_ID 。

所以现在的问题就是，当前快照读，应不应该读到当前版本记录。

read view是事务的一个可见类，不是事务创建出来的，而是当事务首先进行快照读时而创建的。

4.整体流程

假设当前有条记录：

事务操作：

事务4：修改name(张三) 变成name(李四)。

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。

此时版本链是：

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。

二.RC与RR的本质区别

1.当前读和快照读在RR级别下的区别

创建一张表：

插入一条数据：

设置表为RR隔离级别，再开启手动提交：

1.测试一

首先对两个终端都进行select查找。

接着使用左边终端对age进行修改，然后提交事务。

再使用右边终端进行快照读。

可以看到其实查到的表并未发生改变。因为事务B在事务A修改之前使用了select*（也就是快照的），生成了read view，那么它读到的版本就应该是A进行修改前的版本。

2.测试二

把两个事务进行rollback。接着与上面的操作保持一致，仅仅将事务A进行commit前，事务B的select*动作去掉。

结论：

1. 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。

2. delete同样如此。

2.RR 与 RC的本质区别

1.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。

2.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；

3.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。

4.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。

5.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。

6.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。