1.数据库并发的场景

1. 读-读：不存在问题，也不需要并发控制
2. 读-写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离性问题，可能遇到脏读，幻读，不可重复读
3. 写-写：有线程安全问题，可能会存在更新丢失问题，比如第一类更新丢失，第二类更新丢失

2.读-写

一般来说上面的场景中读写的场景占比是最大的。
多版本并发控制（MVCC ）是一种用来解决读-写冲突的无锁并发控制。
他会给事务分配一个单向递增的事务ID，为每个修改保存一个版本，版本和事务ID关联，读操作只读取改事务开始前的数据快照，它解决了

1. 并发读写数据库的时候，可以做到在读操作的时候不用阻塞写操作，写操作的时候不用阻塞读操作
2. 还解决了脏读，幻读，不可重读的问题，但不能解决更新丢失的问题

2.1MVCC三个变量

2.1.1 3个记录隐藏列字段

2.1.2 undo日志

我们把它理解为MySQL 中的一段内存缓冲区，用来保存日志数据的就行

模拟MVCC

假如有一个事务10，他现在要更新数据；

1. 先给事务10加锁
2. 我们把原始的数据拷贝一份到undo log 中；
3. 现在数据库中有两份数据，把张三的名字改成李四后，那么DB_TRX_ID就变成了事务10，回滚指针里面存放的就是undo log中被修改的原始数据的地址。
4. 事务10提交，释放锁

现在又多了一个事务11要update李四里面的age改称38

1. 先给事务11加锁
2. 把要被修改的数据做一份拷贝，到undo log中，
3. 现在有两份数据，把age改成38后，DB_TRX_ID变成事务11，回滚指针就变成了undo log中的第一个数据的地址。

这样，我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚，无非就是用历史数据，覆盖当前数据。上面的一个一个版本，我们可以称之为一个一个的快照。

select 的读取

当前读：读取最新的记录，就是当前读。增删改，都叫做当前读
快照读：读取历史版本(一般而言)，就叫做快照读。

很多事务在CURD的时候都是当前读，是要加锁的，那么这个时候有select要进行读取最新版本的数据的时候也需要加锁，这就是串行化。
当时如果是快照读，是不受加锁限制的， 所以加锁只针对于最新版本

决定select是当前读还是快照读的是隔离级别；
事务都是原子的。所以，无论如何，事务总有先有后。 那么多个事务在执行中，CURD操作是会交织在一起的。那么，为了保证事务的“有先有后”，是不是应该让不同的事务看到它该看到的内容，这就是所谓的隔离性与隔离级别要解决的问题。也就是先来的事务不应该看到后来事务的数据。

2.1.3 Read View（读视图）

**Read View就是事务进行快照读操作的时候生产的读视图(Read View)，**在该事务执行的快照读的那一刻，会生成数据库系统当前的一个快照，记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时，都会被分配一个ID，这个ID是递增的，所以最新的事务，ID值越大)。

Read View在MySQL源码中，就是一个类，本质是用来进行可见性判断的。即当我们某个事务执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View读视图，把它比作条件，用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据，既可能是当前最新的数据，也有可能是该行记录的undo log里面的某个版本的数据。

我们看看它的结构

class ReadView {
    // 省略...
private:
    /* 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
    trx_id_t m_low_limit_id;

    /* 低水位，小于这个ID的事务均可见 */
    trx_id_t m_up_limit_id;

    /* 创建该 Read View 的事务ID*/
    trx_id_t m_creator_trx_id;

    /* 创建视图时的活跃事务id列表*/
    ids_t m_ids;

    /* 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
     * 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
    trx_id_t m_low_limit_no;

    /* 标记视图是否被关闭*/
    bool m_closed;

    // 省略...
};

我们在实际读取数据版本链的时候，可以读取到每一个版本对应的事务ID，即：当前记录的DB_TRX_ID;
我们现在手里面有的东西就有，当前快照读的ReadView 和 版本链中的某一个记录的DB_TRX_ID.
问题：当前快照读，应不应该读取到当前版本的记录
通过版本对应的事务ID与Read View的ID的大小进行判断

注意：视图是一个对象，初始化之后就不会在改变了。
我们能看到的额数据应该是：

1. up_limit_id>DB_TRX_ID
2. 同一个时期活跃的ID，但是不在我的m_ids中（这个事务在我之前已经提交了）

3.RR与RC的区别

• 正是Read View生成时机的不同，从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同
• 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View,将当前系统活跃的其他事务记录起来
• 此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View，所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View，所以对之后的修改不可见;
• 即RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见
• 而在RC级别下的，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View,这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因
• 总之在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取最新的Read View；而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View,之后的快照读获取的都是同一个Read View。
• 正是RC每次快照读，都会形成Read View，所以，RC才会有不可重复读问题。