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 簡單理解版

以下先引用我之前寫過的那篇中的內(nèi)容，可以快速理解，建議先簡單看看。

要說幻讀，首先要了解MVCC，MVCC叫做多版本并發(fā)控制，實(shí)際上就是保存了數(shù)據(jù)在某個(gè)時(shí)間節(jié)點(diǎn)的快照。

我們每行數(shù)據(jù)實(shí)際上隱藏了兩列，創(chuàng)建時(shí)間版本號，過期(刪除)時(shí)間版本號，每開始一個(gè)新的事務(wù)，版本號都會(huì)自動(dòng)遞增。

還是拿上面的user表舉例子，假設(shè)我們插入兩條數(shù)據(jù)，他們實(shí)際上應(yīng)該長這樣。

這時(shí)候假設(shè)小明去執(zhí)行查詢，此時(shí)current_version=3

select * from user where id<=3; 

同時(shí)，小紅在這時(shí)候開啟事務(wù)去修改id=1的記錄，current_version=4

update user set name='張三三' where id=1; 

執(zhí)行成功后的結(jié)果是這樣的

如果這時(shí)候還有小黑在刪除id=2的數(shù)據(jù)，current_version=5，執(zhí)行后結(jié)果是這樣的。

由于MVCC的原理是查找創(chuàng)建版本小于或等于當(dāng)前事務(wù)版本，刪除版本為空或者大于當(dāng)前事務(wù)版本，小明的真實(shí)的查詢應(yīng)該是這樣

select * from user where id<=3 and create_version<=3 and (delete_version>3 or delete_version is null); 

所以小明最后查詢到的id=1的名字還是'張三'，并且id=2的記錄也能查詢到。這樣做是為了保證事務(wù)讀取的數(shù)據(jù)是在事務(wù)開始前就已經(jīng)存在的，要么是事務(wù)自己插入或者修改的。

真正原理

事實(shí)上，上述的說法只是簡化版的理解，真正的MVCC用于讀已提交和可重復(fù)讀級別的控制，主要通過undo log日志版本鏈和read view來實(shí)現(xiàn)。

每條數(shù)據(jù)隱藏的兩個(gè)字段也并不是創(chuàng)建時(shí)間版本號和過期(刪除)時(shí)間版本號，而是roll_pointer和trx_id。

roll_pointer指向更新事務(wù)之前生成的undo log，undo log用于事務(wù)的回滾，保證事務(wù)的原子性。

trx_id就是最近一次更新數(shù)據(jù)的事務(wù)ID。

以上述例子來舉例，最初插入兩條數(shù)據(jù)，真實(shí)的情況是這樣，因?yàn)榈谝淮尾迦霐?shù)據(jù)沒有undo log，所以roll_pointer指向一個(gè)空的undo log。

這時(shí)候假設(shè)小明去執(zhí)行查詢，就會(huì)開啟一個(gè)read view，read view包含幾個(gè)重要的東西。

1. m_ids，就是還未提交的事務(wù)id集合
2. low_limit_id，m_ids里最小的值
3. up_limit_id，m_ids里的最大值
4. creator_trx_id，創(chuàng)建read view的事務(wù)ID，也就是自己的事務(wù)ID

小明來執(zhí)行查詢了，當(dāng)前事務(wù)ID=3

select * from user where id<=3; 

小紅在這時(shí)候開啟事務(wù)去修改id=1的記錄，事務(wù)ID=4

update user set name='張三三' where id=1; 

這時(shí)候小明的read view是這樣。

m_ids=[3,4] 
low_limit_id=3 
up_limit_id=5 
creator_trx_id=3 

所以，小明在執(zhí)行查詢的時(shí)候，會(huì)去判斷當(dāng)前這條數(shù)據(jù)的trx_id

這時(shí)候，小紅的修改也完成了，小紅數(shù)據(jù)于是就變成了這樣。

如果小明再次去查詢的話，就會(huì)發(fā)現(xiàn)現(xiàn)在的trx_id>read view的low_limit_id，也就是4>3，不符合條件，同時(shí)發(fā)現(xiàn)現(xiàn)在的trx_id=4在low_limit_id和up_limit_id [3,5]之間，并且trx_id=4在m_ids=[3,4]之中，所以就會(huì)根據(jù)roll_pointer指向的undo log去查找，trx_id=1小于現(xiàn)在的low_limit_id=3，符合條件，就找到了上一個(gè)版本name=張三的記錄。

如果這時(shí)候小明自己去修改這條記錄的值，把名字改成張五，結(jié)果就是這樣。

然后小明去查詢的話，就會(huì)發(fā)現(xiàn)當(dāng)前的trx_id=3就是自己的creator_trx_id，就是自己，那么就直接返回這條數(shù)據(jù)。

所以，我們可以先總結(jié)下幾種情況：

1. 如果trx_id次開啟事務(wù)查詢的場景<>
2. 如果trx_id>low_limit，trx_id還在[low_limit_id,up_limit_id]范圍之內(nèi)，并且trx_id在m_ids中，就會(huì)根據(jù)roll_pointer去查找undo log日志鏈，找到之前版本的數(shù)據(jù)，對應(yīng)的就是小紅修改后小明再次查詢的場景
3. 如果trx_id=creator_trx_id，那么說明就是自己修改的，直接返回就好了，對應(yīng)的就是小明自己去修改數(shù)據(jù)的場景

不同隔離級別的實(shí)現(xiàn)

根據(jù)上面闡述的原理，你可能發(fā)現(xiàn)了，這是可重復(fù)讀下的實(shí)現(xiàn)啊，保證每次讀取到的數(shù)據(jù)都是一致的。

那么，如果是讀已提交級別下，這個(gè)是怎么實(shí)現(xiàn)的?

其實(shí)很簡單，在上面的原理解釋中，我都是假設(shè)每次查詢的時(shí)候生成了read view，后續(xù)并沒有重新生成。

而讀已提交級別下，則是每次查詢都會(huì)生成一次read view。

以上述小紅修改過張三后的場景來舉例。

在可重復(fù)度級別下，由于trx_id>low_limit，trx_id還在[low_limit_id,up_limit_id]范圍之內(nèi)，并且trx_id在m_ids中，滿足我們上述的條件2，所以就會(huì)根據(jù)roll_pointer找到之前的版本記錄，保證可重復(fù)讀。

而在讀已提交的級別下，重新生成了read view，這時(shí)候trx_id不在m_ids之中，說明事務(wù)已經(jīng)提交，所以可以直接返回這條數(shù)據(jù)，所以查到的數(shù)據(jù)就是小紅修改后的name=張三三的數(shù)據(jù)了。

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