4. MVCC实现原理之ReadView
MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View
4.1什么是ReadView
在MVCC机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在Undo Log里。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪个版本的行记录呢?这时就需要用到ReadView了，它解决了行的可见性问题
ReadView就是事务A在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的读视图。当事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来记录并维护系统当前活跃事务的ID（“活跃"指的就是，启动了但还没提交)
4.2设计思路
使用READ UNCONNMITTED隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了。
使用SERIALIZABLE隔离级别的事务，InnoDB规定使用加锁的方式来访问记录。
使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到 已经提交了的 事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这是ReadView要解决的主要问题。
这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容，分别如下：
1.creator_trx_id ，创建这个 Read View 的事务 ID。
说明：只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。
2.trx_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 。
3.up_limit_id ，活跃的事务中最小的事务 ID。
4.low_limit_id ，表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的 id 值。low_limit_id 是系统最大的事务id值，这里要注意是系统中的事务id，需要区别于正在活跃的事务ID。
注意：low_limit_id并不是trx_ids中的最大值，事务id是递增分配的。比如，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成ReadView时，trx_ids就包括1和2，up_limit_id的值就是1，low_limit_id的值就是4。
举例:
trx_ids为trx2、trx3、trx5和trx8的集合，系统的最大事务ID (low_limit_id)为trx8+1(如果之前没有其他的新增事务)，活跃的最小事务ID (up_limit_id)为trx2。
4.3 ReadView的规则
有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见。
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它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。20可以访问自己
如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的 up_limit_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。10可以访问最新
如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的 low_limit_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。（20被10阻塞）
如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的 up_limit_id 和 low_limit_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在 trx_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。(10没提交，不能访问最新)*
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。(10提交之后，就能访问最新)
4.4 MVCC整体操作流程
了解了这些概念之后，来看下当查询一条记录的时候，系统如何通过MVCC找到它：
- 首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID；
- 获取 ReadView；
- 查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较；
- 如果不符合 ReadView 规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照；
- 最后返回符合规则的数据。
如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见的话，那么就意味着该条记录对该事务完全不可见，查询结果就不包含该记录。
InnoDB中，MVCC是通过Undo Log + Read View进行数据读取，Undo Log保存了历史快照，而Read View规则帮我们判断当前版本的数据是否可见。
在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次Read View。
如表所示：
| 事务 | 说明 |
| begin; | |
| select * from student where id >2; | 获取一次Read View |
| … | |
| select * from student where id >2; | 获取一次Read View |
| commit; |
注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次Read View，这时如果Read View 不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况。
当隔离级别为可重复读的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次SELECT的时候会获取一次Read View，而后面所有的SELECT都会复用这个Read View，如下表所示:
5. 举例说明
假设现在student表中只有一条由事务id为8的事务插入的一条记录:
SELECT * FROM student ; /* +----+--------+--------+ | id | name | class | +----+--------+--------+ | 1 | 张三 | 一班 | +----+--------+--------+ 1 row in set (0.07 sec) */
MVCC只能在READ COMMITTED和REPEATABLE READ两个隔离级别下工作。接下来看一下READ COMMITTED和REPEATABLE READ所谓的生成ReadView的时机不同到底不同在哪里
5.1 READ COMMITTED隔离级别下
READ COMMITTED ：每次读取数据前都生成一个ReadView
现在有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行
# Transaction 10 BEGIN; UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1; UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1; # Transaction 20 BEGIN; # 更新了一些别的表的记录(为了分配事务id) ...
说明:事务执行过程中，只有在第一次真正修改记录时(比如使用INSERT、DELETE、UPDATE语句)，才会被分配一个单独的事务id，这个事务id是递增的。所以我们才在事务2中更新一些别的表的记录，目的是让它分配事务id。
此刻，表student 中id为1的记录得到的版本链表如下所示:
假设现在有一个使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务开始执行：
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务 BEGIN; # SELECT1：Transaction 10、20未提交 SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
这个·SELECT1·的执行过程如下:
步骤1∶在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView ，ReadView的trx_ids列表的内容就是[10，20],up_limit_id为10, low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:从版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
步骤3:∶下一个版本的列name的内容是’李四’，该版本的trx_id值也为10，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
步骤4:下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为‘张三’的记录
之后，把 事务id 为 10 的事务提交一下：
# Transaction 10 BEGIN; UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1; UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1; COMMIT;
然后再到 事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：
# Transaction 20 BEGIN; # 更新了一些别的表的记录 ... UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1; UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;
此刻，表student中 id 为 1 的记录的版本链就长这样：
然后再到刚才使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找这个 id 为 1 的记录，如下：
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务 BEGIN; # SELECT1：Transaction 10、20均未提交 SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三' # SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交 SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'王五'
这个SELECT2的执行过程如下:
步骤1∶在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView，该ReadView的trx_ids列表的内容就是[20]，up_limit_id为20，low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:从版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列name的内容是’宋八’，该版本的trx_id值为20，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
步骤3∶下一个版本的列name的内容是‘钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
步骤4∶下一个版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，小于ReadView中的up_limit_id值20，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’王五’的记录。
以此类推，如果之后事务id为20的记录也提交了，再次在使用READ COMMITED 隔离级别的事务查询表student中id值为1的记录时，得到的结果就是'宋八'了，具体流程我们就不分析了。
强调:使用READ COMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView
5.2 REPEATABLE READ隔离级别下
使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个 ReadView ，之后的查询就不会重复生成了。
比如，系统里有两个 事务id 分别为 10 、 20 的事务在执行：
# Transaction 10 BEGIN; UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1; UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1; # Transaction 20 BEGIN; # 更新了一些别的表的记录 ...
此刻，表student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下所示：
假设现在有一个使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务开始执行：
# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务 BEGIN; # SELECT1：Transaction 10、20未提交 SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
这个SELECT1的执行过程如下:
步骤1:在执行·SELECT·语句时会先生成一个ReadView，ReadView的trx_ids列表的内容就是[10，20]，up_limit_id为10, low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2:然后从版本链中挑选可见的记录，从图中看出，最新版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
步骤3:下一个版本的列name的内容是’李四’，该版本的trx_id值也为10，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本。
步骤4∶下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’张三’的记录
之后，我们把事务id为10的事务提交一下，就像这样:
# Transaction 10 BEGIN; UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1; UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1; COMMIT;
然后再到 事务id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：
# Transaction 20 BEGIN; # 更新了一些别的表的记录 ... UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1; UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;
此刻，表student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样：
然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找这个id 为 1 的记录，如下：
# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务 BEGIN; # SELECT1：Transaction 10、20均未提交 SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三' # SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交 SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍为'张三'
SELECT2的执行过程如下:
步骤1:因为当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ，而之前在执行SELECT1时已经生成过ReadView了，所以此时直接复用之前的ReadView，之前的ReadView的trx_ids列表的内容就是[10，20]，up_limit_id为10，low_limit_id为21, creator_trx_id为0。
步骤2: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的内容是’宋八’，该版本的trx_id值为20，在trx_ids列表内，所以不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本
步骤3:下一个版本的列name的内容是’钱七’，该版本的trx_id值为20，也在trx_ids列表内，所以也不符合要求，继续跳到下一个版本
步骤4∶下一个版本的列name的内容是’王五’，该版本的trx_id值为10，而trx_ids列表中是包含值为10的事务id的，所以该版本也不符合要求，同理下一个列name的内容是‘李四’的版本也不符合要求。继续跳到下一个版本
步骤5:下一个版本的列name的内容是’张三’，该版本的trx_id值为8，小于ReadView中的up_limit_id值10，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列c为‘张三’的记录。
两次SELECT查询得到的结果是重复的，记录的列c值都是‘张三'，这就是可重复读的含义。如果我们之后再把事务id为20的记录提交了，然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个id为1的记得到的结果还是‘张三'，具体执行过程大家可以自己分析一下。
