什么是 MVCC
MVCC (Multiversion Concurrency Control) 中文全程叫多版本并发控制，是现代数据库（包括 MySQL、Oracle、PostgreSQL 等）引擎实现中常用的处理读写冲突的手段，目的在于提高数据库高并发场景下的吞吐性能。
如此一来，不同事务并发过程中，SELECT 操作可以不加锁而是通过 MVCC 机制读取指定的版本历史记录，并通过一些手段保证保证读取的记录值符合事务所处的隔离级别，从而解决并发场景下的读写冲突。
下面举一个多版本读的例子，例如两个事务 A 和 B 按照如下顺序进行更新和读取操作
在事务 A 提交前后，事务 B 读取到的 x 的值是什么呢？答案是：事务 B 在不同的隔离级别下，读取到的值不一样。
- 如果事务
B的隔离级别是读未提交（RU），那么两次读取均读取到x的最新值，即20。 - 如果事务
B的隔离级别是读已提交（RC），那么第一次读取到旧值10，第二次因为事务A已经提交，则读取到新值 20。 - 如果事务
B的隔离级别是可重复读或者串行（RR，S），则两次均读到旧值10，不论事务A是否已经提交。
可见在不同的隔离级别下，数据库通过 MVCC 和隔离级别，让事务之间并行操作遵循了某种规则，来保证单个事务内前后数据的一致性。
InnoDB 中的 MVCC
本文聚焦于 MySQL 中的 MVCC 实现，从 《高性能 MySQL》一书中对 MVCC 的介绍可知：
MySQL中InnoDB引擎支持MVCC- 应对高并发事务,
MVCC比单纯的加行锁更有效, 开销更小 MVCC在读已提交（Read Committed）和可重复读（Repeatable Read）隔离级别下起作用MVCC既可以基于乐观锁又可以基于悲观锁来实现
InnoDB MVCC 实现原理
InnoDB 中 MVCC 的实现方式为：每一行记录都有两个隐藏列：DATA_TRX_ID、DATA_ROLL_PTR（如果没有主键，则还会多一个隐藏的主键列）。
DATA_TRX_ID
记录最近更新这条行记录的事务 ID，大小为 6 个字节
DATA_ROLL_PTR
表示指向该行回滚段（rollback segment）的指针，大小为 7 个字节，InnoDB 便是通过这个指针找到之前版本的数据。该行记录上所有旧版本，在 undo 中都通过链表的形式组织。
DB_ROW_ID
行标识（隐藏单调自增 ID），大小为 6 字节，如果表没有主键，InnoDB 会自动生成一个隐藏主键，因此会出现这个列。
如何组织 Undo Log 链
关于 Redo Log 和 Undo Log 的相关概念可见之前的文章 InnoDB 中的 redo 和 undo log
上文提到，在多个事务并行操作某行数据的情况下，不同事务对该行数据的修改会产生多个版本，然后通过回滚指针组织成一条 Undo Log 链，这节我们通过一个简单的例子来看一下 Undo Log 链是如何组织的，DATA_TRX_ID 和 DATA_ROLL_PTR 两个参数在其中又起到什么样的作用。
还是以上文 MVCC 的例子，事务 A 对值 x 进行更新之后，该行即产生一个新版本和旧版本。假设之前插入该行的事务 ID 为 100，事务 A 的 ID 为 200，该行的隐藏主键为 1。
事务 A 的操作过程为：
- 对
DB_ROW_ID = 1的这行记录加排他锁 - 把该行原本的值拷贝到
undo log中 - 修改该行的值，更新
DATA_TRX_ID，将DATA_ROLL_PTR指向刚刚拷贝到undo log链中的旧版本记录 - 记录
redo log，包括undo log中的修改
ReadView
在 RU 隔离级别下，直接读取版本的最新记录就 OK，对于 SERIALIZABLE 隔离级别，则是通过加锁互斥来访问数据，因此不需要 MVCC 的帮助。因此 MVCC 运行在 RC 和 RR 这两个隔离级别下，当 InnoDB 隔离级别设置为二者其一时，在 SELECT 数据时就会用到版本链
核心问题是版本链中哪些版本对当前事务可见？
InnoDB 为了解决这个问题，设计了 ReadView（可读视图）的概念。在 RR 隔离级别下，每个事务开始时，会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成ReadView。
在 RC 隔离级别下，每个语句开始时，会将当前系统中的所有的活跃事务拷贝到一个列表生成 ReadView。二者的区别就在于生成 ReadView 的时间点不同，一个是事务开始一个是语句开始。
ReadView 中是当前活跃的事务 ID 列表，称之为 m_ids，事务 ID 是事务开启时 InnoDB 分配的，其大小决定了事务开启的先后顺序，因此我们可以通过 ID 的大小关系来决定版本记录的可见性，具体判断流程如下：
- 如果被访问版本的
trx_id小于m_ids中的最小值，说明生成该版本的事务在ReadView生成前就已经提交了，所以该版本可以被当前事务访问。 - 如果被访问版本的
trx_id大于m_ids列表中的最大值，说明生成该版本的事务在生成ReadView后才生成，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m_ids列表中最大值和最小值之间（包含），那就需要判断一下trx_id的值是不是在m_ids列表中。如果在，说明创建ReadView时生成该版本所属事务还是活跃的，因此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。
举个例子
RC
我们现在回看刚刚的查询过程，为什么事务 B 在 RC 隔离级别下，两次查询的 x 值不同。RC 下 ReadView 是在语句粒度上生成的。
当事务 A 未提交时，事务 B 进行查询，假设事务 B 的事务 ID 为 300，此时生成 ReadView 的 m_ids 为 [200，300]，而最新版本的 trx_id 为 200，处于 m_ids 中，则该版本记录不可被访问，查询版本链得到上一条记录的 trx_id 为 100，小于 m_ids 的最小值 200，因此可以被访问，此时事务 B 就查询到值 10 而非 20。
待事务 A 提交之后，事务 B 进行查询，此时生成的 ReadView 的 m_ids 为 [300]，而最新的版本记录中 trx_id 为 200，小于 m_ids 的最小值 300，因此可以被访问到，此时事务 B 就查询到 20。
RR
如果在 RR 隔离级别下，为什么事务 B 前后两次均查询到 10 呢？RR 下生成 ReadView 是在事务开始时，m_ids 为 [200,300]，后面不发生变化，因此即使事务 A 提交了，trx_id 为 200 的记录依旧处于 m_ids 中，不能被访问，只能访问版本链中的记录 10。
InnoDB 可见性判断源码
// Friend declaration
class MVCC;
/** Read view lists the trx ids of those transactions for which a consistent
read should not see the modifications to the database. */
...
class ReadView {
...
public:
ReadView();
~ReadView();
/** Check whether transaction id is valid.
@param[in] id transaction id to check
@param[in] name table name */
static void check_trx_id_sanity(
trx_id_t id,
const table_name_t& name);
/** Check whether the changes by id are visible.
@param[in] id transaction id to check against the view
@param[in] name table name
@return whether the view sees the modifications of id. */
bool changes_visible(
trx_id_t id,
const table_name_t& name) const
MY_ATTRIBUTE((warn_unused_result))
{
ut_ad(id > 0);
// 如果小于 m_ids 最小值或者是事务自身，可见
if (id < m_up_limit_id || id == m_creator_trx_id) {
return(true);
}
check_trx_id_sanity(id, name);
// 如果大于 m_ids 最大值，不可见
if (id >= m_low_limit_id) {
return(false);
}
// 如果当前活跃事务为空，可见
else if (m_ids.empty()) {
return(true);
}
const ids_t::value_type* p = m_ids.data();
return(!std::binary_search(p, p + m_ids.size(), id));
}
private:
// Disable copying
ReadView(const ReadView&);
ReadView& operator=(const ReadView&);
private:
// 读操作不应该看到任何 trx_id 比该值大的事务
// 即 m_ids 中的最大值
/** The read should not see any transaction with trx id >= this
value. In other words, this is the "high water mark". */
trx_id_t m_low_limit_id;
// 任何比该值小的事务记录均可对读操作可见
// 即 m_ids 中的是最小值
/** The read should see all trx ids which are strictly
smaller (<) than this value. In other words, this is the
low water mark". */
//
trx_id_t m_up_limit_id;
/** trx id of creating transaction, set to TRX_ID_MAX for free
views. */
trx_id_t m_creator_trx_id;
// 生成快照的时候所有活跃的事务 ID 列表
/** Set of RW transactions that was active when this snapshot
was taken */
ids_t m_ids;
/** The view does not need to see the undo logs for transactions
whose transaction number is strictly smaller (<) than this value:
they can be removed in purge if not needed by other views */
trx_id_t m_low_limit_no;
/** AC-NL-RO transaction view that has been "closed". */
bool m_closed;
typedef UT_LIST_NODE_T(ReadView) node_t;
/** List of read views in trx_sys */
byte pad1[64 - sizeof(node_t)];
node_t m_view_list;
};
总结
RC、RR 两种隔离级别的事务在执行普通的读操作时，通过访问版本链的方法，使得事务间的读写操作得以并发执行，从而提升系统性能。RC、RR 这两个隔离级别的一个很大不同就是生成 ReadView 的时间点不同，RC 在每一次读操作语句前都会生成一个 ReadView，事务期间会更新，因此在其他事务提交前后所得到的 m_ids 列表可能发生变化，使得先前不可见的版本后续又突然可见了。而 RR 只在事务开始前生成一个 ReadView，事务操作期间不更新。
参考资料
