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。 m_ids，就是还未提交的事务id集合low_limit_id，m_ids里最小的值up_limit_id，下一次生成事务ID最大值creator_trx_id，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]
　　low_limit_id=3
　　up_limit_id=5
　　creator_trx_id=3
　　所以，小明在执行查询的时候，会去判断当前这条数据的trx_id
　　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trx_id>read view的low_limit_id，也就是4>3，不符合条件，同时发现现在的trx_id=4在low_limit_id和up_limit_id [3,5]之间，并且trx_id=4在m_ids=[3,4]之中，所以就会根据roll_pointer指向的undo log去查找，trx_id=1小于现在的low_limit_id=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trx_id=3就是自己的creator_trx_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： 如果trx_idlow_limit，trx_id还在[low_limit_id,up_limit_id]范围之内，并且trx_id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如果trx_id=creator_trx_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trx_id>low_limit，trx_id还在[low_limit_id,up_limit_id]范围之内，并且trx_id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trx_id不在m_ids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。
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