关于 MVCC，我之前写错了，这次我改好了！

关于 MVCC 的原理，在《我想进大厂》之mysql夺命连环13问写过一次，但是当时写的其实并不准确，这个理解可以应付面试，帮助快速理解，但是他的真正实现原理我想再次拿出来说一说。

简单理解版

以下先引用我之前写过的那篇中的内容，可以快速理解，建议先简单看看。

要说幻读，首先要了解 MVCC，MVCC 叫做多版本并发控制，实际上就是保存了数据在某个时间节点的快照。

我们每行数据实际上隐藏了两列，创建时间版本号，过期(删除)时间版本号，每开始一个新的事务，版本号都会自动递增。

还是拿上面的 user 表举例子，假设我们插入两条数据，他们实际上应该长这样。

这时候假设小明去执行查询，此时 current_version=3

select * from user where id<=3;

同时，小红在这时候开启事务去修改 id=1 的记录，current_version=4

update user set name='张三三' where id=1;

执行成功后的结果是这样的

如果这时候还有小黑在删除 id=2 的数据，current_version=5，执行后结果是这样的。

由于 MVCC 的原理是查找创建版本小于或等于当前事务版本，删除版本为空或者大于当前事务版本，小明的真实的查询应该是这样

select * from user where id<=3 and create_version<=3 and (delete_version>3 or delete_version is null);

所以小明最后查询到的 id=1 的名字还是'张三'，并且 id=2 的记录也能查询到。这样做是为了保证事务读取的数据是在事务开始前就已经存在的，要么是事务自己插入或者修改的。

真正原理

事实上，上述的说法只是简化版的理解，真正的 MVCC 用于读已提交和可重复读级别的控制，主要通过 undo log 日志版本链和 read view 来实现。

每条数据隐藏的两个字段也并不是创建时间版本号和过期(删除)时间版本号，而是roll_pointer和trx_id。

roll_pointer 指向更新事务之前生成的 undo log，undo log 用于事务的回滚，保证事务的原子性。

trx_id 就是最近一次更新数据的事务 ID。

以上述例子来举例，最初插入两条数据，真实的情况是这样，因为第一次插入数据没有 undo log，所以 roll_pointer 指向一个空的 undo log。

这时候假设小明去执行查询，就会开启一个 read view，read view 包含几个重要的东西。

1. m_ids，就是还未提交的事务 id 集合

2. lowlimitid，m_ids 里最小的值

3. uplimitid，下一次生成事务 ID 最大值

4. creatortrxid，创建 read view 的事务 ID，也就是自己的事务 ID

小明来执行查询了，当前事务 ID=3

select * from user where id<=3;

小红在这时候开启事务去修改 id=1 的记录，事务 ID=4

update user set name='张三三' where id=1;

这时候小明的 read view 是这样。

>m_ids=[3,4]

>

>lowlimitid=3

>

>uplimitid=5

>

>creatortrxid=3

所以，小明在执行查询的时候，会去判断当前这条数据的 trxid<read view 的 lowlimit_id，显然都小于，所以小明会正常查询到 id=1,2 的两条记录，而不会受到小红修改的影响。

这时候，小红的修改也完成了，小红数据于是就变成了这样。

如果小明再次去查询的话，就会发现现在的 trxid>read view 的 lowlimitid，也就是 4>3，不符合条件，同时发现现在的 trxid=4 在 lowlimitid 和 uplimitid [3,5]之间，并且 trxid=4 在 mids=[3,4]之中，所以就会根据 rollpointer 指向的 undo log 去查找，trxid=1 小于现在的 lowlimitid=3，符合条件，就找到了上一个版本 name=张三的记录。

如果这时候小明自己去修改这条记录的值，把名字改成张五，结果就是这样。

然后小明去查询的话，就会发现当前的 trxid=3 就是自己的 creatortrx_id，就是自己，那么就直接返回这条数据。

所以，我们可以先总结下几种情况：

1. 如果 trxid<lowlimit_id，那么说明就是之前事务的数据，直接返回，也就对应了小明第一次开启事务查询的场景

2. 如果 trxid>lowlimit，trxid 还在[lowlimitid,uplimitid]范围之内，并且 trxid 在 m_ids 中，就会根据 roll_pointer 去查找 undo log 日志链，找到之前版本的数据，对应的就是小红修改后小明再次查询的场景

3. 如果 trxid=creatortrx_id，那么说明就是自己修改的，直接返回就好了，对应的就是小明自己去修改数据的场景

不同隔离级别的实现

根据上面阐述的原理，你可能发现了，这是可重复读下的实现啊，保证每次读取到的数据都是一致的。

那么，如果是读已提交级别下，这个是怎么实现的？

其实很简单，在上面的原理解释中，我都是假设每次查询的时候生成了 read view，后续并没有重新生成。

而读已提交级别下，则是每次查询都会生成一次 read view。

以上述小红修改过张三后的场景来举例。

在可重复度级别下，由于 trxid>lowlimit，trxid 还在[lowlimitid,uplimitid]范围之内，并且 trxid 在 m_ids 中，满足我们上述的条件 2，所以就会根据 roll_pointer 找到之前的版本记录，保证可重复读。

而在读已提交的级别下，重新生成了 read view，这时候 trxid 不在 mids 之中，说明事务已经提交，所以可以直接返回这条数据，所以查到的数据就是小红修改后的name=张三三的数据了。

总结

我是艾小仙，我承认我浪了，我之前居然还想浪，我以为年没过几天，结果发现最近一次技术文更新是在 2 月 2 号。

我哭，所以，我肝了 3 个小时，痛定思痛，结束了我的短暂的王者生涯。

大家觉得还行的话，点个在看，设个星标可好？

我要回到正常更新的频率中来。