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在学习 MVCC 前，先理解一下以后读和快照读

以后读

比方 lock in share mode（共享锁），for update，update，delete，insert（排它锁）这些操作都是一些以后读，以后读的定义就是读取以后数据的最新版本，读取时还要保障其它并发事务不能批改数据，会对读取的记录进行加锁
快照读

不加锁的 select 就是快照读，即不加锁的非阻塞读，快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下快照读会进化为以后读。快照读的实现是基于多版本并发管制，即 MVCC。即快照读可能读取到的数据不肯定是最新版本，而有可能是之前的历史版本

MVCC 即多版本并发管制，保留无关已更改行的旧版本的信息以及反对事务性能，例如并发和回滚，这些信息以回滚段的形式存储在 UndoLog 中。MVCC 就是为了实现读写不抵触不加锁，读也就是快照读，不是以后读

回滚日志（撤销日志），MVCC 的重要组成部分，单个事务对记录变更操作的记录汇合。如果另一个事务须要查看原始数据满足一致性读，则须要去 undolog 中检索，UndoLog 保留在 UndoLog Segments 中，UndoLog Segments 保留在 Rollback Segments 中，回滚段保留在 Undo 表空间和全局长期表空间中。UndoLog 个别是逻辑日志，记录数据的变更版本信息

基于隐式字段 +UndoLog+Read View 实现

DB_TRX_ID 创立该条记录或者最初批改该条记录的事务 ID
DB_ROLL_PTR 回滚指针，指向以后这条记录的上一个版本
DB_ROW_ID 暗藏的主键

UndoLog，在 insert，update，delete 时产生的回滚日志

组成 [未提交事务数组]，最大的事务 id

生成一致性视图规定 read-view

由执行时所有未提交事务的 id 数组（数组里最小的 trx_id 为 min_id）和已创立的事务 id（max_id）组成，查问的数据后果依据生成的 read-view 做比照失去快照的后果

版本链比对判断规定

如果落在绿色局部（trx_id<min_id）, 示意这个版本是已提交事务生成的，这个事务是可见的
如果落在黄色局部（min_id<=trx_id<=max_id）, 分两种状况解决

a. 若 row 的 trx_id 在数组中，示意这个事务是由还没提交的事务生成的，不可见，以后本人的事务是可见的

b. 若 row 的 trx_id 不在数组中，示意这个事务是曾经提交的事务生成的，可见
如果落在红色局部 (trx_id>max_id)，示意这个版本是由未来启动的事务创立的，必定不可见

对于删除的状况能够认为是 update 的非凡状况，delete 数据的时候会将版本上最新的数据复制一份，而后将 trx_id 批改成删除操作的 trx_id，同时将该条记录的头信息（record header）里的（deleted_flag）标记位写上 true，示意以后记录曾经被删除，在查问时依照下面的规定查到对应的记录，如果 deleted_flag 标记位为 true，意味着数据曾经被删除，则不会被返回。

t 事务操作表，演示表，undolog 日志演示操作表
t1 , 辅助表，生成事务 id

可反复读

查看数据库隔离级别（只有可反复读和读提交下 MVCC 无效）

在 RR 级别下的某个事务对某条记录的第一次快照读会创立一个快照及 read-view，将以后零碎沉闷的其它事务记录起来，尔后在调用快照读的时候还是应用的同一个 read-view，所以只有以后事务在其它事务更新提交之前应用快照读，那么之后的快照读都是对立个 read-view，所以对之后的批改不可见。

在 RR 级别下，快照读生成 read-view 时，read-view 会记录此时所有其它事务的快照，这些事务对与以后事务都是不可见的，而早于 read-view 创立的事务都是可见的

而在 RC 级别下，事务中每次都会生成一个新的 read-view 和快照，这就是咱们在 RC 级别下能够看到别的事务提交的更新的起因

总之就是在 RC 级别下，每个事务都会获取最新的 read-view；而在 RR 级别下，则是同一个事物的第一个 selete 才会创立快照，之后的快照读都是第一次创立的 read-view，都是同一个 read-view

上面为不同时刻不同事务时序图

transaction100，200，300 为三个更新事务

select1，2 为两个读取事务

Transaction 100	Transaction 200	Transaction 300	select 1	select 2
begin;	begin;	begin;	begin;	begin;
update t1 set t1col=’t1colval’ where id = ‘1’;(辅助表 t1 中更新数据，生成一个事务 ID100)
	update t1 set t1col=’t1colval200′ where id = ‘2’;(辅助表 t1 生成事务 ID200)
		update t set name = ‘zuiyu300’ where id = ‘1’ ;(第一次更新数据)
		commit;
			select name from t where id = ‘1’ ;(第一次读，创立 readview[100,200] 300) 此时读出来的后果是 name=zuiyu300
update t set name=’zuiyu100′ where id = ‘1’;
Update t set name =’zuiyu101′ where id = ‘1’;
			select name from t where id = ‘1’; (第二次读，持续应用第一次创立的 readview[100,200] 300) 此时读出来的后果是 name=zuiyu300
commit;
	update t set name=’zuiyu200′ where id = ‘1’;
	update t set name=’zuiyu201′ where id = ‘1’;
			select name from t where id = ‘1’; (第三次读，持续应用第一次创立的 readview[100,200] 300) 此时读出来的后果是 name=zuiyu300	select name from t where id = ‘1’;（此时会生成一个 readview [200],300）, 此时后果 name=zuiyu101
	commit;		commit;	commit;

第一次读取时

生成的 read view [100，200]300，min_id=100，max_id=300

版本链信息如下：

查找规定为

1、第一条记录 trx_id=300，落在两头区域

2、300 不在获取事务数组中，所以可见，返回 name=zuiyu300
第二次读取时

以后隔离级别为可反复度，应用第一次读取时生成的 read view，生成的 read view [100，200]300，min_id=100，max_id=300，

版本链信息如下

查找规定

1、第一条记录 trx_id=100，落在两头黄色区域

2、事务 id100 在沉闷事务数组中，表明不可见，持续往下找

3、第二条记录 trx_id=100，同比不可见

4、第三条记录 trx_id=300，落在两头区域，不在沉闷事务数组，可见，返回 name=zuiyu300
第三次读取时

以后隔离级别为可反复度，应用第一次读取时生成的 read view，生成的 read view [100，200]300，min_id=100，max_id=300

版本链信息如下

查找规定

1、第一条记录 trx_id=200，落在两头黄色区域，200 在沉闷事务数组中，不可见

2、第二条记录 trx_id=200，不可见

3、第三条记录 trx_id=100，落在两头黄色区域，100 在沉闷事务数组中，不可见

4、第四条记录 trx_id=100，不可见

5、第五条记录 trx_id=300，落在两头黄色区域，不在沉闷事务数组中，可见返回 name=zuiyu300
select 2 事务读取时

生成的 read view [200],300，min_id=200,max_id=300

此时的沉闷事务只有事务 id 为 200 的，以后的版本链信息如下：

查找规定为

1、从上往下，第一条记录 trx_id=200，在沉闷事务数组中，不可见

2、第二条记录 trx_id=200，不可见

3、第三条记录 trx_id=100，100<min_id, 所以事务可见，返回后果 name=zuiyu101

可反复读隔离级别下，读取的历史版本数据，依据 UndoLog 版本链中 trx_id 在判断规定中比拟，获取符合条件的数据返回

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关于mysql:MySQLMVCC全网最详细解读

什么是 MVCC

什么是 UndoLog

mvcc 实现原理

UndoLog 中的每条记录都有暗藏字段

Read View 可读视图

可读视图判断规定

举例说明 MVCC 实现原理

表阐明

隔离级别

验证

总结