MVCC 笔记
MVCC为了解决什么问题？
多版本并发控制，针对在并发访问数据库时对于数据版本的控制以及隔离性问题，Mysql使用了MVCC的思路来进行版本控制
MVCC的MYSQL 实现浅析？
Mysql 的 MVCC实现大致是通过隐藏列中的DB_ROLL_PTR字段以及undo log的方式生成数据版本链，在创建事务时生成ReadView来进行版本比对，从而筛选出当前事务可见的数据行
事务并发执行会遇到的问题？
脏写（Dirty Write）：一个事务修改了另一个事务未提交过的数据
脏读（Dirty Read）：一个事务读取到了另一个事务未提交过的数据
不可重复读（Non-Repeatable Read）：一个事务只能读取到另一个已经提交的事务修改过的数据，并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事物都能查到最新的值（在一个事务中的多次查询，可以查询到多个其他事务提交的最新值）
幻读（Phantom）：一个事务根据某些条件查询出一些记录之后，另一个事务又向表中插入了符合这些条件的记录，原先的事务用相同的条件再次查询时，能把另外一个事务插入的数据也查询出来
按问题严重性排序：
脏写 > 脏读 > 不可重复读 > 幻读
标准的四种 SQL事务隔离级别（并非Mysql定义）
Read UnCommittd：未提交读
Read Committd：已提交读
Repeatable Read：可重复读
Serializable：可串行化
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| Read UnCommittd | Possible | Possible | Possible |
| Read Committd | Not Possible | Possible | Possible |
| Repeatable Read | Not Possible | Not Possible | Possible |
| serializable | Not Possible | Not Possible | Not Possible |
也就是说：
在Read UnCommittd 隔离级别下，可能发生脏读、不可重复读和幻读问题
在Read Committd 隔离级别下，可能发生不可重复读和幻读问题
在Repeatable Read 隔离级别下，可能会发生幻读（但是在Mysql中，Repeatable Read隔离级别可以处理幻读的问题）
在serializable 隔离级别下，各种问题都不会发生
至于脏写，应为脏写实在太严重了，所以无论哪个隔离级别都不允许脏写的情况发生。
什么是版本链 ？ undo日志 ？
undo日志：用于记录事务中未提交的变更记录，主要用于保证事务的原子性，任何对数据的操作都会记录到undo日志中，直到提交事务或者rollback，才会进行清理。
说起版本链，我们得先有行格式的概念，我们大概看一下Compact格式下所看到的一行数据的格式：
在一个正常的行信息中，除了记录了用户的真实记录以外，innoDB还会为每条记录都添加2个隐藏列以及一个可选列
| 列名 | 是否必须 | 占用空间 | 描述 |
|---|---|---|---|
| DB_TRX_ID | 是 | 6字节 | 事务ID |
| DB_ROLL_PTR | 是 | 7字节 | 回滚指针 |
| DB_ROW_ID | 否 | 6字节 | 行id，唯一标识一条记录 |
DB_ROW_ID 在没有自定义主键以及存在非Null的Unique键时才会添加该列
这里来简单阐述一下DB_TRX_ID以及DB_ROLL_PTR在版本链中的作用
DB_TRX_ID：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的事务id赋值给该记录的DB_TRX_ID隐藏列，注意事务id是递增的。
DB_ROLL_PTR：每次对某条聚簇索引记录改动时，都会将旧的版本写入到 undo日志中，然后然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。
注意insert是不会产生DB_ROLL_PRT的，因为insert时并没有更早的版本存在
了解到这里我们大概就能看到版本链的雏形了，也就是利用了DB_ROLL_PTR来链接上一个版本的数据；
我们以一个hero表为例：
假如我们有一个hero表其中number为1的记录name初始化为刘备，我们执行如下两个语句：
它的版本链大概就是下面这个样子：
每次对该记录更新后，都会将旧值放到 undo 日志中，随着更新次数的增多，所有版本都会被DB_ROLL_PRT属性链接成为一个链表，我们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值，另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id；
ReadView 是什么？
ReadView 可以按字面意思理解为读视图，也就是在事务开始时生成的一个快照，ReadView的设计主要是为了解决 "判断版本链中哪个版本是当前事务可见" 的问题
SERIALIZABLE隔离级别采用加锁的方式来访问记录，而READ COMMITTED和 REPEATABLE READ隔离级别在事务的不同阶段会创建ReadView
Read committed 隔离级别下，每次读取数据前都会生产一个ReadView
Repeatable Read 隔离级别下，在第一次读取数据时生产一个ReadView
关于两种隔离级别下产生ReadView时机不同带来的影响，后面描述
ReadView 主要组成结构：
m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表
min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中最小的值
max_trx_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的事务id值
max_trx_id并非是是m_ids中的最大值，事务id是递增分配的，比方说现在有id为1，2，3这三个事务，之后id为3的事务提交了，那么一个新的读事务在生产ReadView时，m_ids时就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4
creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id
只有在对表中的记录做改动时（执行Insert、update、delete）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中，事务id都默认为0
当生成了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见（可见性要求）：
如果被访问版本的 trx_id 属性值与 ReadView 中的 creator_trx_id 值相同，意味着当前事务在访问他自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问
如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问
如果被访问版本的trx_id属性值大于ReadView中的max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问
如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性是不是在m_ids列表中，如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问，如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问
Read Committd 每次读取数据前都生成一个ReadView
假如现在系统中有两个事务在执行，事务id分别是100、200：
版本链如下：
假设现在有一个使用Read Committd隔离级别的事务开始执行:
那么这个Select1的执行过程如下：
在执行SELECT 语句时会现生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表内容为[100,200],min_trx_id为100，max_trx_id为201，creator_trx_id为0
然后从版本链中挑选可见记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是 '张飞'，该版本的事务id为100，在m_ids内，所以不符合可见性要求，根据DB_ROLL_PTR（roll_pointer）找到下一个版本
下一个版本的列name的值为 '关羽'，该数据的事务id也为100，在m_ids范围内，不符合可见性要求，继续跳到下一个版本
下一个版本的列name的值为 '刘备'，该版本的事务id为80，小于ReadView中的min_trx_id值100，所以这个版本符合可见性要求，最终返回给用户的就是这条name列为 '刘备' 的数据
之后，我们把事务id为100的事务提交一下：
然后再到事务id为200的事务中更新一下hero表中number为1的数据：
此刻表hero中number为1的记录的版本链如下：
然后我们再到刚才使用Read Committd隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，如下：
其中的Select2的执行过程如下：
在执行SELECT2 语句时又会单独生成一个ReadView，该ReadView的m_ids列表内容是[200]（事务id为100的那个事务已经提交了，所以再次生成快照时就没有它了），min_trx_id为200，max_trx_id为201，creator_id为0
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name值为 '诸葛亮'，该版本的事务id为200，在m_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据DB_ROLL_PTR（roll_pointer）跳到下一个版本。
下一个版本的列name的值为 '赵云'，该版本的事务id为200，在m_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
下一个版本的列name的值为 '张飞'，该版本的事务id为100，小于ReadView中min_trx_id的值200，所以符合要求，最后返回给用户的版本就是这条列name为 '张飞' 的记录
可以看到在Read Committd的隔离级别下，出现了不可重复读的场景
在Read Committd隔离级别下，事务在每次查询开始时都会创建一个独立的ReadView，关于Repeatable Read隔离级别下版本链以及执行过程大概类似这里就不阐述了（欢迎讨论），只是在Repeatable Read隔离级别下，在事务中多次读数据时，只会在第一次读取数据时创建ReadView，后面的查询都会复用第一次创建的ReadView，这就保证了前后两次查询到的结果一致，可以尝试使用Repeatable Read隔离级别的特性去看看上面的版本链，select2在Repeatable Read级别下应该返回什么？怎么去理解可重复度？
总结：
从上边的描述中我们可以看出来，所谓的MVCC（Multi-Version Concurrency Control ，多版本并发控制）指的就是在使用Read Committd、Repeatable Read这两种隔离级别的事务在执行普通的SEELCT操作时访问记录的版本链的过程，这样子可以使不同事务的读-写、写-读操作并发执行，从而提升系统性能。Read Committd、Repeatable Read这两个隔离级别的一个很大不同就是：生成ReadView的时机不同，Read Committd在每一次进行普通SELECT操作前都会生成一个ReadView，而Repeatable Read只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView，之后的查询操作都重复使用这个ReadView就好了。
疑问？
undo log理论上会在事务提交后进行删除，那么版本链如何形成呢？
实际 insert undo 在事务提交之后就可以被释放了，update undo由于还需要支持MVCC，不能立即删除掉，实际在行结构中除了隐藏列还有一个delete mark的标记位，1代表删除，0代表未删除，用来记录数据是否被删除，所以在上面的版本链判断数据时并非是简单的判断事务id，同时还会考虑这个delete_mark标记，同时在mysql中，作者为了减少因为移除数据后的磁盘重新排列的性能问题，还搞了一个所谓的垃圾链表，在这个链表中的记录占用的空间称之为所谓的可重用空间，之后如果有新记录要插入到表中的话，可能会把这些被删除记录占用的存储空间给覆盖掉，当然也并非所有被标记了删除都数据都是覆盖处理，这里就涉及到mysql的后台的purge线程的作用了，后面再去了解
