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[2、undo log（撤销日志）](#2、undo log（撤销日志）)
[4、Read View](#4、Read View)
一、数据库并发的三种场景
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
二、读写场景的MVCC
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。
为事务分配单向增长的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本与事务ID关联，读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题:
在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了并发读写的性能，同时解决脏读，幻读，不可重复读等事务隔离问题，但不能解决更新丢失问题。
1、3个（4个）记录隐藏列字段
在创建表的时候，MySQL除了创建用户所需的列之外，还会创建3个记录隐藏列字段
**DB_TRX_ID ：**6 byte，这一列记录了每一行最后一次修改的事务ID( 修改/插入 )。
**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
**第四个隐藏列字段：**实际还有一个标识该行数据是否删除的隐藏字段flag。
例如创建并插入一条数据，实际的表结构应该是这样的：
|------|-----|---------------|-----------------|---------------|
| name | age | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR | DB_ROW_ID |
| 张三 | 20 | 创建该事务的ID | null | 1（隐式主键） |
2、undo log（撤销日志）
MySQL是以守护进程的方式，在内存中运行。undo log是MySQL中的一段内存缓冲区，用以保存日志数据。
3、模拟MVCC场景
3.1update场景
现有一个事务ID为10，对上方信息表进行update，将name由张三修改为李四:
1、因为要修改，所以要先给该记录加上行锁。
2、在修改之前，先将改行数据拷贝一份到undo log中（写时拷贝，原始数据在表中，拷贝的数据在undo log中，假设拷贝的数据地址是0XAA）
3、修改原始数据的同时，将隐藏字段DB_TRX_ID修改为10，将DB_ROLL_PTR回滚指针修改为0XAAAAAAAA
4、事务10commit提交，释放行锁
|--------|-----|---------------|-----------------|---------------|
| name | age | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR | DB_ROW_ID |
| 李四 | 20 | 10 | 0XAAAAAAAA | 1（隐式主键） |
此时又有一个事务11，需要对信息表的记录进行update，将李四那一行的年龄修改为30：
1、因为要修改，所以要先给该记录加上行锁。
2、同样的，将当前的表中的对应行拷贝一份到undo log，假设地址0XBBBBBBBB
3、修改原始数据的同时，将隐藏字段DB_TRX_ID修改为10，将DB_ROLL_PTR回滚指针修改为0XAAAAAAAA
|------|--------|---------------|-----------------|---------------|
| name | age | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR | DB_ROW_ID |
| 李四 | 30 | 11 | 0XBBBBBBBB | 1（隐式主键） |
undo log中的一个个版本，被称为快照。除了版本链之外，还可以通过记录相反sql的方式，以备数据的回滚（比如delete数据，日志可以保存insert数据）
3.2delete场景
删除数据不是清空，只需将隐藏的flag标志位设置为删除即可。也可以形成版本。
3.3insert
insert是插入，只需插入时在undo log中记录其对应的delete语句即可，回滚时只需执行这些delete语句。如果当前的事务提交了，undo log将会删除这些备份数据。（update和delete可能有别的事务还在访问，commit之后不会立马就删除undo log的回滚数据）
3.4select场景
在MySQL的RR级别下，一个事务的写操作并不会影响另一个事务的读操作。增删改，都是对最新数据进行修改，但是读取，则可能需要读取历史的版本。
当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读，select也有可能当前读，比如select lock in share mode(共享锁), select for update
快照读：读取历史版本。快照读不会被加锁。
多个事务同时增删改的时候，是当前读，需要加锁，如果对select也加锁，那么隔离级别就是串行化。如果select是快照读，和增删改的当前读不影响，所以可以不用加锁，并行执行效率高。事务的隔离级别决定了select读取历史数据是当前读还是快照读。（read view是否更新）
那么如何保证不同的事务，看到不同的内容呢；先来的事务，应不应该看到后来的事务所作的修改呢？Read View进行可见性判断。
4、Read View
Read View在事务首次进行快照读的时候由MySQL生成，记录并维护系统当前活跃事务的ID。Read View 在 MySQL 源码中,就是一个类，本质是配合MVCC用来判断哪些快照我能看到，那些快照我看不到。
当某个事务执行select快照读的时候，MySQL会对其new一个对象，用其内部的条件来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，可见的数据既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，这由隔离级别决定。
下面是 ReadView 简化的结构体：
cpp
class ReadView {
// 省略...
private:
/** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
trx_id_t m_low_limit_id
/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
trx_id_t m_up_limit_id;
/** 创建该 Read View 的事务ID*/
trx_id_t m_creator_trx_id;
/** 创建视图时的活跃事务id列表*/
ids_t m_ids;//ids_t集合类型
/** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
* 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
trx_id_t m_low_limit_no;
/** 标记视图是否被关闭*/
bool m_closed;
// 省略...
};
cpp
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那么哪些数据能被事务读到，那些数据事务看不到呢？见下图：
总结一下：举个例子，我是学弟，我能看到比我早入学的学长的找工作的数据，但是学长看不到后入学的我找工作的数据。同理在形成快照的时候，我能看到：
已经提交的事务：
1、creator_trx_id（创建快照的事务ID）==DB_TRX_ID（undo log中最近一次修改该行的事务ID）
2、DB_TRX_ID（undo log中最近一次修改该行的事务ID）<up_limit_id（形成快照的m_ids列表中事务ID最小的ID）
创建快照时m_ids中的事务（活跃的事务ID）：
1、快照中的事务ID不一定连续，快照中的事务ID范围为up_limit_id<=ID<low_limit_id。如果DB_TRX_ID（undo log中最近一次修改该行的事务ID）位于这个范围，但是快照表m_ids列表中并没有这个ID，那就说明该事务已经commit提交了，当前快照可以看到，如果m_ids列表有这个ID，说明当前快照这个ID的事务仍然活跃，不能被看到。
我看不到：
快照建立之后的新事物：
1、DB_TRX_ID（undo log中最近一次修改该行的事务ID）>=low_limit_id（快照生成时系统尚未分配的下一个ID）
如果查到不应该看到当前版本，接下来就是遍历下一个版本，直到符合条件。
|------|-----|---------------|-----------------|---------------|
| name | age | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR | DB_ROW_ID |
| 张三 | 28 | 创建该事务的ID | null | 1（隐式主键） |
此时的undo log中的版本链：
在事务2对改行进行快照读的时候，按照undo log中快照的先后版本，依次遍历，得出本次我对该行的快照读应该读取到哪一个版本的快照。
5、RR和RC的区别
5.1当前读和快照读在RR级别下的区别
准备工作：
sql
--将全局隔离级别设置为可重复读（需重启）
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
--创建一张表
mysql> create table if not exists account(
-> id int primary key,
-> age int not null,
-> name varchar(20) not null
-> )ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;
Query OK, 0 rows affected (0.26 sec)
--插入一条数据
mysql> insert into account values (1,18,'张三');
Query OK, 1 row affected (0.04 sec)例一：root在jly修改前快照读
使用者：jly
sql
--1、启动事务
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
--2、进行快照读
mysql> select* from account;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 18 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)
--3、更新数据，修改id为1的字段的年龄为20
mysql> update account set age=20 where id=1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
--4、对事务进行提交
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.04 sec)使用者：root
sql
--当上方用户执行完第一步时，root同时启动事务
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
--当上方用户执行完第二步时，root同时进行快照读，读取的结果一样
mysql> select* from account;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 18 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.01 sec)
--当上方用户执行完第三步时，root进行快照读，发现年龄的修改并没有被读到
mysql> select* from account;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 18 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)
--当上方用户执行完第四步提交事务时，root再次进行快照读，发现年龄的修改还是没有被读到
mysql> select* from account;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 18 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)
--但是此时root使用当前读，使能够读到年龄的修改的
mysql> select* from account lock in share mode;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 20 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.01 sec)例二：root在jly修改后快照读
使用者：jly
sql
--1、启动事务
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
--2、进行快照读
mysql> select* from account;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 20 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)
--3、更新数据，修改id为1的字段的年龄为30
mysql> update account set age=30 where id=1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
--4、提交事务
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)使用者：root
sql
--1、同时启动事务
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
--当上方用户执行完第四步提交事务时，root进行快照读，发现读到的数据是被修改过的
mysql> select* from account;
+----+-----+--------+
| id | age | name |
+----+-----+--------+
| 1 | 30 | 张三 |
+----+-----+--------+
1 row in set (0.00 sec)通过例一可以发现：root的select在jly提交之前，读到的是修改前的数据；
通过例二可以发现：root的select在jly提交之后，读到的是修改后的数据。
这是因为一个事务在读取时，MySQL会生成一个read view对象，上面介绍read view的章节说了，read view本质就是一个类，用来判断哪些快照我能看到，那些快照我看不到。
read view生成的时机不同，会影响事务的可见性。
5.2MySQL对四种隔离级别的不同处理方式
Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR不同隔离级别下快照读的结果的不同：
**可重复读：**在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View对象, 将当前系统活跃的其他事务记录起来；后续再次调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见；即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改才能看见。
**读提交：**RC级别的事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下可以看到其他事务所更新内容的原因。正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。
**读未提交：**当前读。没有隔离性。**串行化：**当前读，对增删改进行加锁的同时，对select也加锁。
三、写写场景
直接理解成当前读。