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MVCC的實現原理主要依賴於記錄中的三個隱藏欄位，undolog，read view來實現的。

隱藏欄位

每行記錄除了我們自定義的欄位外，還有資料庫隱式定義的DB_TRX_ID,DB_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等欄位

• DB_TRX_ID：6位元組，最近修改事務id，記錄創建這條記錄或者最後一次修改該記錄的事務id
• DB_ROLL_PTR：7位元組，回滾指針，指向這條記錄的上一個版本,用於配合undolog，指向上一個舊版本
• DB_ROW_JD：6位元組，隱藏的主鍵，如果數據表沒有主鍵，那麼InnoDB會自動生成一個6位元組的row_id

記錄如圖所示：

在上圖中，DB_ROW_ID是資料庫默認為該行記錄生成的唯一隱式主鍵，DB_TRX_ID是當前操作該記錄的事務ID，DB_ROLL_PTR是一個回滾指針，用於配合undo日誌，指向上一個舊版本

undo log

undolog被稱之為回滾日誌，表示在進行insert，delete，update操作的時候產生的方便回滾的日誌

當進行insert操作的時候，產生的undolog只在事務回滾的時候需要，並且在事務提交之後可以被立刻丟棄

當進行update和delete操作的時候，產生的undolog不僅僅在事務回滾的時候需要，在快照讀的時候也需要，所以不能隨便刪除，只有在快照讀或事務回滾不涉及該日誌時，對應的日誌才會被purge線程統一清除（當數據發生更新和刪除操作的時候都只是設置一下老記錄的deleted_bit，並不是真正的將過時的記錄刪除，因為為了節省磁碟空間，innodb有專門的purge線程來清除deleted_bit為true的記錄，如果某個記錄的deleted_id為true，並且DB_TRX_ID相對於purge線程的read view 可見，那麼這條記錄一定是可以被清除的）。

下面我們來看一下undolog生成的記錄鏈

（1）假設有一個事務編號為1的事務向表中插入一條記錄，那麼此時行數據的狀態為：

（2）假設有第二個事務編號為2對該記錄的name做出修改，改為lisi

在事務2修改該行記錄數據時，資料庫會對該行加排他鎖。然後把該行數據拷貝到undolog中，作為 舊記錄，即在undolog中有當前行的拷貝副本。拷貝完畢後，修改該行name為lisi，並且修改隱藏欄位的事務id為當前事務2的id，回滾指針指向拷貝到undolog的副本記錄中。事務提交後，釋放鎖。

（3）假設有第三個事務編號為3對該記錄的age做了修改，改為32

在事務3修改該行數據的時候，資料庫會對該行加排他鎖。然後把該行數據拷貝到undolog中，作為舊記錄，發現該行記錄已經有undolog了，那麼最新的舊數據作為鍊表的表頭，插在該行記錄的undolog最前面。修改該行age為32歲，並且修改隱藏欄位的事務id為當前事務3的id，回滾指針指向剛剛拷貝的undolog的副本記錄。事務提交，釋放鎖

從上述的一系列圖中，大家可以發現，不同事務或者相同事務的對同一記錄的修改，會導致該記錄的undolog生成一條記錄版本線性表，即鍊表，undolog的鏈首就是最新的舊記錄，鏈尾就是最早的舊記錄。

Read View

上面的流程如果看明白了，那麼大家需要再深入理解下read view的概念了。

Read View是事務進行快照讀操作的時候生產的讀視圖，在該事務執行快照讀的那一刻，會生成一個數據系統當前的快照，記錄並維護系統當前活躍事務的id，事務的id值是遞增的。

其實Read View的最大作用是用來做可見性判斷的，也就是說當某個事務在執行快照讀的時候，對該記錄創建一個Read View的視圖，把它當作條件去判斷當前事務能夠看到哪個版本的數據，有可能讀取到的是最新的數據，也有可能讀取的是當前行記錄的undolog中某個版本的數據。

Read View遵循的可見性算法主要是將要被修改的數據的最新記錄中的DB_TRX_ID（當前事務id）取出來，與系統當前其他活躍事務的id去對比，如果DB_TRX_ID跟Read View的屬性做了比較，不符合可見性，那麼就通過DB_ROLL_PTR回滾指針去取出undolog中的DB_TRX_ID做比較，即遍歷鍊表中的DB_TRX_ID，直到找到滿足條件的DB_TRX_ID,這個DB_TRX_ID所在的舊記錄就是當前事務能看到的最新老版本數據。

Read View的可見性規則如下所示：

首先要知道Read View中的三個全局屬性：

• trx_list:一個數值列表，用來維護Read View生成時刻系統正活躍的事務ID（1,2,3）
• up_limit_id:記錄trx_list列表中事務ID最小的ID（1）
• low_limit_id:Read View生成時刻系統尚未分配的下一個事務ID，（4）

具體的比較規則如下：

• 首先比較DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小於，則當前事務能看到DB_TRX_ID所在的記錄，如果大於等於進入下一個判斷
• 接下來判斷DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大於等於則代表DB_TRX_ID所在的記錄在Read View生成後才出現的，那麼對於當前事務肯定不可見，如果小於，則進入下一步判斷
• 判斷DB_TRX_ID是否在活躍事務中，如果在，則代表在Read View生成時刻，這個事務還是活躍狀態，還沒有commit，修改的數據，當前事務也是看不到，如果不在，則說明這個事務在Read View生成之前就已經開始commit，那麼修改的結果是能夠看見的

MVCC的整體處理流程

假設有四個事務同時在執行，如下圖所示：

從上述表格中，我們可以看到，當事務2對某行數據執行了快照讀，資料庫為該行數據生成一個Read View視圖，可以看到事務1和事務3還在活躍狀態，事務4在事務2快照讀的前一刻提交了更新，所以，在Read View中記錄了系統當前活躍事務1，3，維護在一個列表中。同時可以看到up_limit_id的值為1，而low_limit_id為5，如下圖所示：

在上述的例子中，只有事務4修改過該行記錄，並在事務2進行快照讀前，就提交了事務，所以該行當前數據的undolog如下所示：

當事務2在快照讀該行記錄的是，會拿著該行記錄的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活躍事務列表進行比較，判讀事務2能看到該行記錄的版本是哪個。

具體流程如下：先拿該行記錄的事務ID（4）去跟Read View中的up_limit_id相比較，判斷是否小於，通過對比發現不小於，所以不符合條件，繼續判斷4是否大於等於low_limit_id,通過比較發現也不大於，所以不符合條件，判斷事務4是否處理trx_list列表中，發現不再次列表中，那麼符合可見性條件，所以事務4修改後提交的最新結果對事務2 的快照是可見的，因此，事務2讀取到的最新數據記錄是事務4所提交的版本，而事務4提交的版本也是全局角度的最新版本。如下圖所示：

當上述的內容都看明白了的話，那麼大家就應該能夠搞清楚這幾個核心概念之間的關係了，下面我們講一個不同的隔離級別下的快照讀的不同。

RC、RR級別下的InnoDB快照讀有什麼不同？

因為Read View生成時機的不同，從而造成RC、RR級別下快照讀的結果的不同

（1）在RR級別下的某個事務的對某條記錄的第一次快照讀會創建一個快照即Read View,將當前系統活躍的其他事務記錄起來，此後在調用快照讀的時候，還是使用的是同一個Read View,所以只要當前事務在其他事務提交更新之前使用過快照讀，那麼之後的快照讀使用的都是同一個Read View,所以對之後的修改不可見

（2）在RR級別下，快照讀生成Read View時，Read View會記錄此時所有其他活動和事務的快照，這些事務的修改對於當前事務都是不可見的，而早於Read View創建的事務所做的修改均是可見

（3）在RC級別下，事務中，每次快照讀都會新生成一個快照和Read View,這就是我們在RC級別下的事務中可以看到別的事務提交的更新的原因。

總結：在RC隔離級別下，是每個快照讀都會生成並獲取最新的Read View,而在RR隔離級別下，則是同一個事務中的第一個快照讀才會創建Read View，之後的快照讀獲取的都是同一個Read View.