数据库并发的场景有三种：

读-读 ：不存在任何问题，也不需要并发控制
读-写 ：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
写-写 ：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

一个数据库大部分情况下是读写并发。

多版本并发控制（ MVCC ）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制

1.每个事务都要有自己的事务ID，可以根据事务ID的大小，来决定事务到来的先后顺序

2.mysqld可能会面临处理多个事务的情况，事务也有之间的生命周期，mysqld要对多个事务进行管理，先描述，在组织，在事务看来，mysqld中一定是对应的一个或者一套结构体对象/类对象。事务也要有自己的结构体。

理解 MVCC 需要知道三个前提知识： 3个记录隐藏字段、undo 日志、Read View

3个记录隐藏列字段

建表时虽然指明了表中有多少列，但是mysql都会默认添加3个隐藏列字段。

DB_TRX_ID ：6 byte，最近修改( 修改/插入 )事务ID，记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID

DB_ROLL_PTR : 7 byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（简单理解成，指向历史版本就行，这些数据一般在 undo log 中）

DB_ROW_ID : 6 byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键， InnoDB 会自动以DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引
补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了

mysql> create table student(-> name varchar(11) not null,-> age int not null-> );
Query OK, 0 rows affected (0.20 sec)mysql> insert into student (name, age) values ('张三', 28);
Query OK, 1 row affected (0.04 sec)

上面实则为：

我们目前并不知道创建该记录的事务ID，隐式主键，我们就默认设置成null，1。第一条记录也没有其他版本，我们设置回滚指针为null

undo日志

undo日志是mysql比较重要的日志模块。MySQL 将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所说的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的

undo log，简单理解成就是 MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据

模拟 MVCC

现在有一个事务10(仅仅为了好区分)，对student表中记录进行修改(update)：将name(张三)改成name(李四)

事务10,因为要修改，所以要先给该记录加行锁

修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)

所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name，改成 ‘李四’。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始，之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。

事务10提交，释放锁。 此时，最新的记录是’李四‘那条记录。

现在又有一个事务11，对student表中记录进行修改(update)：将age(28)改成age(38)

事务11,因为也要修改，所以要先给该记录加行锁。

修改前，现将改行记录拷贝到undo log中，所以，undo log中就又有了一行副本数据。此时，新的副本，我们采用头插方式，插入undo log。现在修改原始记录中的age，改成 38。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列，里面写入undo log中副本数据的地址，从而指向副本记录，既表示我的上一个版本就是它。
事务11提交，释放锁。

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。 上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。

上面是更新（upadte）的,如果是delete也是一样的，删数据不是清空，而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。

如果是insert,因为insert是插入，也就是之前没有数据，那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作，insert的数据也是要被放入undo log中，如果当前事务commit了，那么这个undo log 的历史insert记录就可以被清空了。

也就是我们可以理解成update和delete可以形成版本链，insert暂时不考虑

而select不会对数据做任何修改，所以，为select维护多版本，没有意义。 当前读：读取最新的记录，就是当前读 ，增删改，都叫做当前读，是要加锁的 ； 快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。 是不受加锁限制的。也就是可以并行执行！ 提高了效率，即MVCC的意义所在。

是什么决定了，select是当前读，还是快照读呢？隔离级别。 那为什么要有隔离级别呢？事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后 。经过上面的操作我们发现，事务从begin->CURD->commit，是有一个阶段的。也就是事务有执行前，执行中，执行后的阶段。但，不管怎么启动多个事务，总是有先有后的。那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的“有先有后”，应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。

如何保证，不同的事务，看到不同的内容呢？也就是如何如何实现隔离级别？ Read View

Read View

Read View就是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，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID, 这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)

Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。 即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个 Read View 读视图，把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据。

ReadView的主要成员：

m_ids; //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID
low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的最大值+1
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

我们在实际读取数据版本链的时候，是能读取到每一个版本对应的事务ID的，即：当前记录的DB_TRX_ID

那么，我们现在手里面有的东西就有当前快照读的 ReadView 和 版本链中的某一个记录的DB_TRX_ID。

所以现在的问题就是，当前快照读，应不应该读到当前版本记录的问题。

read view是事务可见性的一个类，不是事务创建出来就会有read view,而是当这个事务已经存在首次进行快照读的时候，mysql形成read view。

• 整体流程

假如当前有条记录：

事务操作： 事务4：修改name(张三) 变成name(李四)

当 事务2 对某行数据执行了 快照读 ，数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图

//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2

此时版本链是:

只有事务4修改过该行记录，并在事务2执行快照读前，就提交了事务

我们的事务2在快照读该行记录的时候，就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较，判断当前事务2能看到该记录的版本。

//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2
//事务4提交的记录对应的事务ID
DB_TRX_ID=4
//比较步骤
DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? 不小于，下一步
DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。

事务4的更改，应该看到。所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本