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MVCC
Multiversion Concurrency Control，象征多版本并发管制，也就是 MySql InnoDB 引擎解决幻读问题的计划MySql InnoDB 默认隔离级别是可反复读，本文后续会围绕 MVCC 开展，简述 MVCC 解决该隔离级别问题的原理 & 形式
相干知识点链接
数据库隔离级别 -> 内容如题
MySql 共享锁 & 排他锁 -> 讲述 SQL 层面会用到的 2 种锁
MySql 行级锁 & 表级锁 -> 讲述不同存储引擎的锁类型
快照读
快照读又称为一致性读，指读取的是快照数据，MySql InnoDB 中不加锁的 SELECT 都属于快照读，即非阻塞读
SELECT * FROM table_name WHERE
上文知识点中会提到，倒退出快照读是为了进步并发性能，快照读的实现是基于 MVCC，防止了加锁操作从而升高了开销；在多版本控制中，快照读并不一定是最新版本的数据，可能是历史版本；快照读的前提是隔离级别可反复读，串行化级别下会进化成以后读
以后读
以后读获取的是最新数据，读取时要保障其余并发事务不能批改以后记录，会对读取的记录进行加锁，加锁语句可在上述链接 共享锁 & 排他锁 中查看
以后读带来的问题
事务 A
select * from table where column > 1 for update事务 B
insert into table(column) values (2);
insert into table(column) values (3);事务 A 在事务 B 之前应用以后读获取数据，事务 B 在事务 A 之后进行数据写入，在主库中执行此命令可能不会有问题，然而如果事务 B 的数据在事务 A 完结之前写入结束，从库通过 binlog 同步，则在从库中事务 A 产生的改变可能对事务 B 的数据失效，导致主库从库数据不统一；
间隙锁
对于上述问题，MySql 引入了间隙锁来解决，其原理为，在事务 A 加锁是时，MySql 会对其搜寻的数据的间隙加上锁，即对所有 column > 1 的数据加锁，即便数据不存在，或者说，不容许任何事务对
column > 1 进行写入，此时就能阻止事务 B 的执行，从而保障了主库从库数据统一
间隙锁带来的问题
在上述案例中，如果事务 A 迟迟不执行结束，会阻塞所有写入 column > 1 数据的事务，此时并发效率是非常低的，如果锁住的数据量过大，都会导致一系列问题，在高并发的环境下是无奈承受的，因为在 MySql InnoDB 中，默认是敞开间隙锁的，应用须要独自开启
innodb_locks_unsafe_for_binlog快照读解决的问题
承接上述，在以后读带来的一些列问题，为了提高效率，MySql 引入了快照的概念；简述而言，在事务开始时，MySql 会给影响到的数据加一个版本号(trx_id)，这个版本号即为以后事务 id，当后续有其余事务对数据进行操作，版本号会递增，在后面的事务查问时，只会匹配到版本号等于或小于以后事务 id 的数据，因而无奈读取到后续事务写入的数据，从而解决幻读，与不可反复读的问题；快照读的实现，次要依赖于版本链 & Undo & Read View
版本链
InnoDb 会给数据退出三个暗藏列
// 事务标识，也能够了解为版本号
1.trx_id
// 回滚指针，指向这条记录的上一个版本
2.roll_pointer
// 当表不存在主键时，默认退出，用来标记数据是否删除，与本文关联不大，后续不再讲述
3.row_id由 trx_id 来标记数据的版本，即上一次事务的版本号；每次对数据进行改变，都会记录一条 undo 日志，每条 undo 日志都有一个 roll_pointer 属性(Insert 操作对应的 undo 日志没有该属性，因为该数据并没有更早的版本)；随着更新次数的增多，所有的版本都会被 roll_pointer 连接成一个链表，这个链表称为版本链，版本链的头节点就是以后记录最新的值；另外，每个版本中蕴含生成该版本对应的事务 id(trx_id，即以后数据的版本号)，在事务中判断版本可见性的时应用
Undo log
用于记录数据被批改之前的日志 (即数据历史版本)，在批改之前会先把数据写入 undo log 中，当事务进行回滚时能够通过 undo log 中的日志进行数据还原；undo log 保障事务进行 rollback 时的原子性和一致性，事务进行回滚的时候应用 undo log 的数据进行复原；在 MVCC 中，通过读取 undo log 的版本号(trx_id) 实现不同事务读取本人可见的数据；undo log 次要分为两种
// 事务在 insert 时产生的 undo log，只在事务回滚时须要，在事务提交后即可抛弃
1.insert undo log
// 事务在 update & delete 时产生的 undo log，在事务回滚 & 快照读时须要
2.update undo log（次要）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，会生成数据库系统以后的一个快照。
记录并保护零碎以后沉闷事务的 ID(trx_id)(没有 commit，当每个事务开启时，都会被调配一个 ID, 这个 ID 是递增的，所以越新的事务，ID 值越大)，是零碎中以后不应该被本事务看到的其余事务 id 列表。
Read View
当事务执行快照读的时候，对该记录创立 Read View(读视图)，用它作为条件判断以后事务能看到的数据版本；可能是以后最新的数据，也有可能是该行记录的 undo log 外面的某个版本的数据；即 trx_id 小于或等于以后事务 id 的数据
Read View 的属性
// 以后零碎沉闷事务 id 汇合(即未提交的事务)
1.trx_ids
// 创立以后 Read View 时，以后零碎最新事务 id+1，即新事务版本号比之前的大
2.low_limit_id
// 创立以后 Read View 时，未提交的事务最小的 id
3.up_limit_id
// 创立以后 Read View 的事务 id
4.creator_trx_id
可见判断
1.Read View 中，数据版本号 (trx_id) 小于以后零碎未提交事务的最小 id，则阐明该数据在以后所有未提交事务之前就已生成，故可见
2.Read View 中，数据版本号(trx_id) 等于以后事务 id，则阐明该数据由以后数据创立，故可见
3.Read View 中，数据版本号(trx_id) 小于以后事务 id，且该数据版本号 (trx_id) 不存在于沉闷事务 id 中 (trx_ids)，则阐明操作该数据的事务已提交，故可见
4.Read View 中，数据版本号(trx_id) 小于以后事务 id，且该数据版本号 (trx_id) 存在于沉闷事务 id 中 (trx_ids)，则阐明操作该数据的事务未提交，故不可见
5.Read View 中，数据版本号(trx_id) 大于以后事务 id，则阐明该数据是以后事务之后的事务创立的，故不可见
参考资料:
https://blog.csdn.net/SeekN/a…
https://baijiahao.baidu.com/s…
https://baike.baidu.com/item/…
https://blog.csdn.net/zuodaoy…
