《MySQL 进阶篇》二十一：MVCC

news/2024/11/15 22:35:07/文章来源:https://www.cnblogs.com/acatsmiling/p/18318521

Author: ACatSmiling

Since: 2024-09-21

什么是 MVCC

MVCC：Multiversion Concurrency Control，多版本并发控制。顾名思义，MVCC 是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这项技术使得在 InnoDB 的事务隔离级别下执行一致性读操作有了保证。换言之，就是为了查询一些正在被另一个事务更新的行，并且可以看到它们被更新之前的值，这样在做查询的时候就不用等待另一个事务释放锁。

MVCC 没有正式的标准，在不同的 DBMS 中 MVCC 的实现方式可能是不同的，也不是普遍使用的（可以参考相关的 DBMS 文档）。这里讲解 InnoDB 中 MVCC 的实现机制（MySQL 其它的存储引擎并不支持它）。

快照读与当前读

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，而这个读指的就是快照读，而非当前读。当前读实际上是一种加锁的操作，是悲观锁的实现，而 MVCC 本质是采用乐观锁思想的一种方式。

快照读

快照读：又叫一致性读，读取的是快照数据。不加锁的简单的 SELECT 都属于快照读，即不加锁的非阻塞读。比如：

SELECT * FROM player WHERE ...;

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 MVCC，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，那么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。

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。

当前读

当前读：读取的是记录的最新版本（最新数据，而不是历史版本的数据），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。加锁的 SELECT，或者对数据进行增删改操作，都会进行当前读。比如：

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁INSERT INTO student values ...; # 排他锁DELETE FROM student WHERE ...; # 排他锁UPDATE student SET ...; # 排他锁

注意：InnoDB 增删改操作默认加 X 锁，读操作默认不加锁。

知识点回顾

再谈隔离级别

事务有 4 个隔离级别，可能存在三种并发问题：（准确来说是四种，还有一种是脏写）

image-20240720235523060

在 MySQL 中，默认的隔离级别是可重复读，可以解决脏读和不可重复读的问题，如果仅从定义的角度来看，它并不能解决幻读问题。如果想要解决幻读问题，就需要采用串行化的方式，也就是将隔离级别提升到最高，但这样一来就会大幅降低数据库的事务并发能力。

MVCC 可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题！它可以在大多数情况下替代行级锁，降低系统的开销。

image-20240720235653609

MySQL 中，是遵循上图的处理方式，可重复读和串行化两种隔离级别，都可以解决幻读的问题。

  • 如果隔离级别是可重复读，采用的是 MVCC 的方式，这是 MySQL 默认的隔离级别。
  • 如果隔离级别是串行化，采用的是加锁的方式。
  • 如果采用加锁的方式，使用的是间隙锁解决幻读问题。

隐藏字段、undo log 版本链

回顾一下 undo log 的版本链，对于使用 InnoDB 存储引擎的表来说，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列。

  1. trx_id：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的事务 id 赋值给 trx_id 隐藏列。
  2. roll_pointer：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到 undo log 中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。

举例：student 表数据如下。

mysql> SELECT * FROM student;
+----+--------+--------+
| id | name   | class  |
+----+--------+--------+
|  1 | 张三   | 一班    |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)

假设插入该记录的事务 id 为 8，那么此刻该条记录的示意图如下所示：

image-20240721000255201

insert undo 只在事务回滚时起作用，当事务提交后，该类型的 undo log 就没用了，它占用的 Undo Log Segment 也会被系统回收（也就是该 undo log 占用的 Undo 页面链表要么被重用，要么被释放)。

假设之后两个事务 id 分别为 10、20 的事务对这条记录进行 UPDATE 操作，操作流程如下：

发生时间顺序 事务 10 事务 20
1 BEGIN;
2 BEGIN;
3 UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
4 UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;
5 COMMIT;
6 UPDATE student SET name = "钱七" WHERE id = 1;
7 UPDATE student SET name = "宋八" WHERE id = 1;
8 COMMIT;

有人可能会想，能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？

答案是不能！因为这种情况，就是一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据，属于脏写。

InnoDB 使用锁来保证不会有脏写情况的发生，也就是在第一个事务更新了某条记录后，就会给这条记录加锁，另一个事务再次更新时，就需要等待第一个事务提交了，把锁释放之后才可以继续更新。

每次对记录进行改动，都会记录一条 undo log，每条 undo log 也都有一个 roll_pointer 属性（INSERT 操作对应的 undo log 没有该属性，因为 INSERT 记录没有更早的版本，它自己是起始的版本)，可以将这些 undo log 都连起来，串成一个链表：

image-20240721001216698

对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条 undo log 中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被 roll_pointer 属性连接成一个链表，把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。

另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务 id。

MVCC 实现原理之 ReadView

MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、undo log 版本链、ReadView。

什么是 ReadView

在 MVCC 机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在 undo log 里。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪个版本的行记录呢？这时就需要用到 ReadView 了，它解决了行的可见性问题。

ReadView：就是事务在使用 MVCC 机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来记录并维护系统当前活跃事务的 ID（"活跃" 指的就是，启动了但还没提交)

ReadView 和事务是一对一的关系。

设计思路

使用 READ UNCONNMITTED 隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取的记录就是最新版本了。此时，不需要使用 MVCC，也就不需要 ReadView。

使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务，InnoDB 规定使用加锁的方式来访问记录。此时，不需要使用 MVCC，也就不需要 ReadView。

使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这是 ReadView 要解决的主要问题。

ReadView 中主要包含 4 个比较重要的内容，分别如下：

  1. creator_trx_id：创建这个 ReadView 的事务 ID。
  2. trx_ids：表示在生成 ReadView 时，当前系统中活跃的读写事务的事务 id 列表。
  3. up_limit_id：活跃的事务中最小的事务 ID。
  4. low_limit_id：表示生成 ReadView 时，系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是当前系统最大的事务 id 值，这里要注意是系统中的事务 id，需要区别于正在活跃的事务 id。

注意：low_limit_id 并不是 trx_ids 中的最大值，实际上，low_limit_id 不存在于 trx_ids 中。事务 id 是递增分配的，比如，现在有 id 为 1，2，3 这三个事务，之后 id 为 3 的事务提交了。那么一个新的读事务在生成 ReadView 时，trx_ids 就包括 1 和 2，up_limit_id 的值就是 1，low_limit_id 的值就是 4。

举例：

trx_ids 为 trx2、trx3、trx5 和 trx8 的集合，系统的最大事务 id（low_limit_id）为 trx8 + 1（如果在此之前没有其他的新增事务），活跃的最小事务 id（up_limit_id）为 trx2。

image-20240721085100350

ReadView 的规则

有了这个 ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断该记录在 undo log 版本链中的某个版本是否可见：

  • 如果被访问版本的 trx_id 属性值等于 ReadView 中的 creator_trx_id 值，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的 trx_id 属性值小于 ReadView 中的 up_limit_id 值，表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
  • 如果被访问版本的 trx_id 属性值大于或等于 ReadView 中的 low_limit_id 值，表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。（否则会出现脏读）
  • 如果被访问版本的 trx_id 属性值在 ReadView 的 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，那就需要判断一下 trx_id 属性值是不是在 trx_ids 列表中。
    • 如果在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被当前事务访问。
    • 如果不在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被当前事务访问。

此处被访问版本，是指 undo log 版本链中的版本。

MVCC 整体操作流程

了解了这些概念之后，来看下当查询一条记录的时候，系统如何通过 MVCC 找到它：

  1. 首先，获取事务自己的版本号，也就是事务 id；
  2. 获取（生成）ReadView；
  3. 查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较；
  4. 如果不符合 ReadView 规则（当前版本不能被访问），就需要从 undo log 中获取历史快照；
  5. 最后返回符合规则的数据。

如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着 undo log 版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。

InnoDB中，MVCC 是通过undo log 版本链 + ReadView进行数据读取：undo log 版本链保存了历史快照，而 ReadView 规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。

在隔离级别为读已提交（READ COMMITTED）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次 ReadView。示例：

事务 说明
BEGIN;
SELECT * FROM student WHERE id > 2; 获取一次 Read View
…
SELECT * FROM student WHERE id > 2; 获取一次 Read View
COMMIT;

注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次 ReadView，这时如果 ReadView 不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况，这样符合Read Committed的规则特点。

当隔离级别为可重复读（REPEATABLE READ）的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次 SELECT 的时候会获取一次 ReadView，而后面所有的 SELECT 都会复用这个 ReadView。示例：

image-20240721101450225

举例说明

假设现在 student 表中只有一条由事务 id 为 8 的事务插入的一条记录：

mysql> SELECT * FROM student;
+----+--------+--------+
| id | name   | class  |
+----+--------+--------+
|  1 | 张三   | 一班    |
+----+--------+--------+
1 row in set (0.07 sec)

MVCC 只能在READ COMMITTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作。接下来看一下 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 所谓的生成 ReadView 的时机不同，到底不同在哪里。

关于不同隔离级别下 ReadView 的事务 id，可以概括如下：

  • 对于 RC 隔离级别：
  • 在一个事务中，每次查询会创建 id 为 0 的 ReadView。
  • 一旦有修改操作，会切换到以当前事务 id 为 creator_trx_id 的新 ReadView。
  • 对于 RR 隔离级别：
  • 在一个事务中，只有第一次的查询会创建一个 Read View。
  • 这个 ReadView 的 creator_trx_id 就是当前的事务 id。

RR 要求整个事务的查询都要一致，所以只有第一次查询才会生成一个 ReadView。而 RC 可以在同一事务内读取不同版本的数据，所以每次修改和查询都会生成新的 ReadView。

READ COMMITTED 隔离级别下

READ COMMITTED：每次读取数据前都生成一个 ReadView。

现在有两个事务 id 分别为 10、20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录 (为了分配事务 id)
...

说明：事务执行过程中，只有在第一次真正修改记录时（比如使用 INSERT、DELETE、UPDATE 语句），才会被分配一个单独的事务 id，这个事务 id 是递增的。所以我们才在事务 20 中更新一些别的表的记录，目的是让它分配事务 id。

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录得到的 undo log 版本链如下所示：

image-20240721102342138

假设现在有一个使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务开始执行：

# 使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务BEGIN;
# SELECT1 操作，此时，Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'

这个 SELECT1 的执行过程如下：

  1. 步骤一：在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
  2. 步骤二：从 undo log 版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列 name 的内容是 '王五'，该版本的 trx_id 值为 10，在 trx_ids 列表内（说明 ReadView 生成时，trx_id 为 10 的事务还是活跃的），所以不符合可见性要求，根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
  3. 步骤三：下一个版本的列 name 的内容是 '李四'，该版本的 trx_id 值也为 10，也在 trx_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  4. 步骤四：下一个版本的列 name 的内容是 '张三'，该版本的 trx_id 值为 8，小于 ReadView 中的 up_limit_id 值 10，所以这个版本是符合要求的，最后，返回给用户的版本就是这条列 name 为 '张三' 的记录。

之后，把 事务 id 为 10 的事务提交一下：

# Transaction 10
BEGIN;UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;COMMIT;

然后再到事务 id 为 20 的事务中，更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name = "钱七" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "宋八" WHERE id = 1;

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录的版本链就长这样：

image-20240721103731212

然后，再到刚才使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找这个 id 为 1 的记录，如下：

# 使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务
BEGIN;# SELECT1 操作，此时，Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'# SELECT2 操作，此时，Transaction 10 提交，Transaction 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'王五'

这个 SELECT2 的执行过程如下:

  1. 步骤一：在执行 SELECT 语句时会又会单独生成一个 ReadView，该 ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [20]，up_limit_id 为 20，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
  2. 步骤二：从 undo log 版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列 name 的内容是 '宋八'，该版本的 trx_id 值为20，在 trx_ids 列表内，所以不符合可见性要求，根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
  3. 步骤三：下一个版本的列 name 的内容是 '钱七'，该版本的 trx_id 值为 20，也在 trx_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  4. 步骤四：下一个版本的列 name 的内容是 '王五'，该版本的 trx_id 值为 10，小于 ReadView 中的 up_limit_id 值 20，所以这个版本是符合要求的，最后，返回给用户的版本就是这条列 name 为 '王五' 的记录。

以此类推，如果之后事务 id 为 20 的记录也提交了，再次在使用 READ COMMITED 隔离级别的事务中，查询表 student 中 id 值为 1 的记录时，得到的结果就是 '宋八' 了，具体流程我们就不分析了。

强调： 使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务，在每次查询开始时，都会生成一个独立的 ReadView。

REPEATABLE READ 隔离级别下

REPEATABLE READ：只会在第一次执行查询语句时生成一个 ReadView，之后的查询就不会重复生成了，而是复用这个 ReadView。

比如，系统里有两个事务 id 分别为 10、20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录
...

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：

image-20240721110043183

假设现在有一个使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务开始执行：

# 使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务
BEGIN;# SELECT1 操作，此时，Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'

这个 SELECT1 的执行过程如下：

  1. 步骤一：在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
  2. 步骤二：然后从 undo log 版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列 name 的内容是 '王五'，该版本的 trx_id 值为 10，在 trx_ids 列表内，所以不符合可见性要求，根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
  3. 步骤三：下一个版本的列 name 的内容是 '李四'，该版本的 trx_id 值也为 10，也在 trx_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  4. 步骤四：下一个版本的列 name 的内容是 '张三'，该版本的 trx_id 值为 8，小于 ReadView 中的 up_limit_id 值10，所以这个版本是符合要求的，最后，返回给用户的版本就是这条列 name 为 '张三 ' 的记录。

之后，我们把事务 id 为 10 的事务提交一下，就像这样：

# Transaction 10
BEGIN;UPDATE student SET name = "李四" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "王五" WHERE id = 1;COMMIT;

然后，再到事务 id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;# 更新了一些别的表的记录
...
UPDATE student SET name = "钱七" WHERE id = 1;
UPDATE student SET name = "宋八" WHERE id = 1;

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样：

image-20240721110539834

然后，再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找这个id 为 1 的记录，如下：

# 使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务
BEGIN;# SELECT1 操作，此时，Transaction 10 和 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值为'张三'# SELECT2 操作，此时，Transaction 10 提交，Transaction 20 未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列 name 的值仍为'张三'

SELECT2 的执行过程如下:

  1. 步骤一：因为当前事务的隔离级别为 REPEATABLE READ，而之前在执行 SELECT1 时已经生成过 ReadView 了，所以此时直接复用之前的 ReadView，之前的 ReadView 的 trx_ids 列表的内容就是 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
  2. 步骤二：然后从 undo log 版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列 name 的内容是 '宋八'，该版本的 trx_id 值为 20，在 trx_ids 列表内，所以不符合可见性要求，根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
  3. 步骤三：下一个版本的列 name 的内容是 '钱七'，该版本的 trx_id 值为 20，也在 trx_ids 列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  4. 步骤四：下一个版本的列 name 的内容是 '王五'，该版本的 trx_id 值为 10，而 trx_ids 列表中是包含值为 10 的事务 id 的，所以该版本也不符合要求。同理，下一个列 name 的内容是 '李四' 的版本也不符合要求，继续跳到下一个版本。
  5. 步骤五：下一个版本的列 name 的内容是 '张三'，该版本的 trx_id 值为 8，小于 ReadView 中的 up_limit_id 值 10，所以这个版本是符合要求的，最后，返回给用户的版本就是这条列 name 为 '张三' 的记录。

两次 SELECT 查询得到的结果是重复的，记录的列 name 值都是 '张三'，这就是可重复读的含义。如果我们之后再把事务 id 为 20 的记录提交了，然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中，继续查找这个 id 为 1 的记录，得到的结果还是 '张三'，具体执行过程大家可以自己分析一下。

如何解决幻读

接下来说明 InnoDB 是如何解决幻读的。

假设现在表 student 中只有一条数据，数据内容中，主键 id = 1，隐藏的 trx_id = 10，它的 undo log 如下图所示：

image-20240721120852189

假设现在有事务 A 和事务 B 并发执行，事务 A 的事务 id 为 20，事务 B 的事务 id 为 30。

步骤一：事务 A 开始第一次查询数据，查询的 SQL 语句如下。

SELECT * FROM student WHERE id >= 1;

在开始查询之前，MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView，此时 ReadView 的内容如下：trx_ids = [20, 30]，up_limit_id = 20，low_limit_id = 31，creator_trx_id = 20。

由于此时表 student 中只有一条数据，且符合 WHERE id >= 1 条件，因此会查询出来。然后根据 ReadView机制，发现该行数据的 trx_id = 10，小于事务 A 的 ReadView 里 up_limit_id，这表示这条数据是事务 A 开启之前，其他事务就已经提交了的数据，因此事务 A 可以读取到。

结论：事务 A 的第一次查询，能读取到一条数据，id = 1。

步骤二：接着事务 B，往表 student 中新插入两条数据，并提交事务。

INSERT INTO student(id, name) VALUES(2, '李四');
INSERT INTO student(id, name) VALUES(3, '王五');

此时，表 student 中就有三条数据了，对应的 undo log 如下图所示：

image-20240721121549931

步骤三：接着事务 A 开启第二次查询，根据可重复读隔离级别的规则，此时事务 A 并不会再重新生成 ReadView。此时表 student 中的 3 条数据都满足 WHERE id >= 1 的条件，因此会先查出来。然后根据 ReadView 机制，判断每条数据是不是都可以被事务 A 看到。

  1. 首先 id = 1 的这条数据，前面已经说过了，可以被事务 A 看到。
  2. 然后是 id = 2 的数据，它的 trx_id = 30，此时事务 A 发现，这个值处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，因此还需要再判断 30 是否处于 trx_ids 数组内。由于事务 A 的 trx_ids = [20, 30]，因此在数组内，这表示 id = 2 的这条数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的，所以这条数据不能让事务 A 看到。
  3. 同理，id = 3 的这条数据，trx_id 也为 30，因此也不能被事务 A 看见。

如下图所示：

image-20240721122343548

结论：最终事务 A 的第二次查询，只能查询出 id = 1 的这条数据，这和事务 A 的第一次查询的结果是一样的，因此没有出现幻读现象，所以说在 MySQL 的可重复读隔离级别下，不存在幻读问题。

总结

这里介绍了 MVCC 在 READ COMMITTD、REPEATABLE READ 这两种隔离级别的事务，在执行快照读操作时访问记录的版本链的过程。这样使不同事务的读-写、写-读操作并发执行，从而提升系统性能

核心点在于 ReadView 的原理，READ COMMITTD、REPEATABLE READ 这两个隔离级别的一个很大不同就是生成 ReadView 的时机不同：

  • READ COMMITTD 在每一次进行普通 SELECT 操作前，都会生成一个ReadView。
  • REPEATABLE READ 只在第一次进行普通 SELECT 操作前生成一个 ReadView，之后的查询操作都重复使用这个 ReadView。

说明：之前说执行 DELETE 语句或者更新主键的 UPDATE 语句，并不会立即把对应的记录完全从页面中删除，而是执行一个所谓的delete mark操作（标记 0 -> 1），相当于只是对记录打上了一个删除标志位，这主要就是为 MVCC 服务的。另外后面回滚也可能用到这个 delete mark。

通过 MVCC 可以解决：

  • 读写之间阻塞的问题：通过 MVCC 可以让读写互相不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，这样就可以提升事务并发处理能力。
  • 降低了死锁的概率：这是因为 MVCC 采用了乐观锁的方式，读取数据时并不需要加锁，对于写操作，也只锁定必要的行。
  • 解决快照读的问题：当查询数据库在某个时间点的快照时，只能看到这个时间点之前事务提交更新的结果，而不能看到这个时间点之后事务提交的更新结果。

原文链接

https://github.com/ACatSmiling/zero-to-zero/blob/main/RelationalDatabase/mysql-advanced.md

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《MySQL 基础篇》十二：InnoDB 存储引擎的数据结构

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MySQL InnoDB 存储引擎的数据结构。Author: ACatSmiling Since: 2024-09-21数据库的存储结构：页 索引结构提供了高效的索引方式，不过索引信息以及数据记录都是保存在文件上的，确切说时存储在页结构中。另一方面，索引实在存储引擎中实现的，MySQL 服务器上的存储引擎负责对表…
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《MySQL 基础篇》九：存储过程、流程控制和触发器

《MySQL 基础篇》九：存储过程、流程控制和触发器

MySQL 的存储过程与函数、变量、流程控制与游标，以及触发器的使用。Author: ACatSmiling Since: 2024-09-20存储过程与函数 MySQL 从 5.0 版本开始支持存储过程和函数。存储过程和函数能够将复杂的 SQL 逻辑封装在一起，应用程序无须关注存储过程和函数内部复杂的 SQL 逻辑，而…
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《MySQL 基础篇》十：逻辑架构和存储引擎

《MySQL 基础篇》十：逻辑架构和存储引擎

MySQL 的逻辑架构图，以及存储引擎简介。Author: ACatSmiling Since: 2024-09-21逻辑架构 逻辑架构剖析 服务器处理客户端请求 首先，MySQL 是典型的 C/S 架构，即Client/Server架构，服务器端程序使用的是mysqld。 不论客户端进程和服务器进程是采用哪种方式进行通信，最后实现…
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《MySQL 基础篇》六：表和数据的管理

《MySQL 基础篇》六：表和数据的管理

MySQL 表的创建和管理，以及数据的增删改操作。Author: ACatSmiling Since: 2024-09-20创建和管理表 基础知识 一条数据存储的过程 存储数据是处理数据的第一步。只有正确地把数据存储起来，才能进行有效的处理和分析。否则，只能是一团乱麻，无从下手。 那么，怎样才能把用户各…
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《MySQL 基础篇》七：数据类型

《MySQL 基础篇》七：数据类型

MySQL 中的数据类型。Author: ACatSmiling Since: 2024-09-20MySQL 中的数据类型数据 数据类型整数类型 TINYINT、SMALLINT、MEDIUMINT、INT（或 INTEGER）、BIGINT浮点类型 FLOAT、DOUBLE定点数类型 DECIMAL位类型 BIT日期与时间类型 YEAR、TIME、DATE、DATETIME、TIMESTAMP文…
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