InnoDB 最大的特点之一就是支持事务，而不同时刻启动的事务对于其他事务来说，可见性不一样，比如可重复读隔离级别下，启动一个事务，查询数据之后会创建一个一致性视图，该事务提交之前的查询都将依赖于这个一致性视图，就好像给所有数据 拍了一个快照 一样，这篇文章就学习一下 MVCC 数据的多版本并发控制是如何实现秒级快照的。
1.笔记图
2.事务的执行流程
- 事务启动的时机
- 第一种启动方式，一致性视图是在执行第一个快照读语句时创建的
- 第二种启动方式，一致性视图是在执行 start transaction with consistent snapshot 时创建的
- 假设隔离级别是可重复读
- 事务 C 这个 update 语句本身就是一个事务，语句完成的时候会自动提交
- 事务 A 在一个只读事务中查询，并且时间顺序上是在事务 B 的查询之后
- 事务 B 在更新了行之后查询
- 事务 B 查到的 k 的值是 3，事务 A 查到的 k 的值是 1
3.两个视图概念
- view：它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果
- 一致性读视图：InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图 consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交） 和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现
4.MVCC 工作原理
- 在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候 拍了个基于整库的快照，并不需要拷贝数据
- InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 transaction id，是按申请顺序严格递增的
- 每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为row trx_id
- 数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id
- undo log：
- 图中的三个虚线箭头，就是 undo log
- V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的
5.当前读
- 更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值
- select 语句如果加锁，也是当前读
select k from t where id=1 lock in share mode; select k from t where id=1 for update;
6.查询数据可见性规则
- InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在 活跃 的所有事务 ID(活跃 指的就是，启动了但还没提交)
- 数组里面事务 ID 的最小值记为低水位
- 系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位
- 视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）
- 一个数据版本的 row trx_id 如果落在绿色部分，这个数据是可见的
- 一个数据版本的 row trx_id 如果落在红色部分，是不可见的
- 一个数据版本的 row trx_id 如果落在黄色部分，包括两种情况
- 若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见
- 若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见
- 事务 A 开始前，系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99
- 事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102，且当前系统里只有这四个事务
- 三个事务开始前，(1,1） 这一行数据的 row trx_id 是 90
- 事务 A 要读数据，它的视图数组是 [99,100]，读数据都是从当前版本读起的
- 找到 (1,3) 的时候，判断出 row trx_id=101，比高水位大，不可见
- 接着，找到上一个历史版本，一看 row trx_id=102，比高水位大，不可见
- 再往前找，找到 （1,1)，它的 row trx_id=90，比低水位小，处于绿色区域，可见
Tips：在可重复读隔离级别下，事务在启动之后，若更新某行数据后，会对改行加一个行锁，直到事务提交之后才释放。
