关于MVCC的原理，在《我想进大厂》之mysql夺命连环13问写过一次，但是当时写的其实并不准确，这个理解可以应付面试，帮助快速理解，但是他的真正实现原理我想再次拿出来说一说。

简单理解版

以下先引用我之前写过的那篇中的内容，可以快速理解，建议先简单看看。

要说幻读，首先要了解MVCC，MVCC叫做多版本并发控制，实际上就是保存了数据在某个时间节点的快照。

我们每行数据实际上隐藏了两列，创建时间版本号，过期(删除)时间版本号，每开始一个新的事务，版本号都会自动递增。

还是拿上面的user表举例子，假设我们插入两条数据，他们实际上应该长这样。

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这时候假设小明去执行查询，此时current_version=3

select * from user where id<=3;

同时，小红在这时候开启事务去修改id=1的记录，current_version=4

update user set name='张三三' where id=1;

执行成功后的结果是这样的

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如果这时候还有小黑在删除id=2的数据，current_version=5，执行后结果是这样的。

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由于MVCC的原理是查找创建版本小于或等于当前事务版本，删除版本为空或者大于当前事务版本，小明的真实的查询应该是这样

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

所以小明最后查询到的id=1的名字还是'张三'，并且id=2的记录也能查询到。这样做是为了保证事务读取的数据是在事务开始前就已经存在的，要么是事务自己插入或者修改的。

真正原理

事实上，上述的说法只是简化版的理解，真正的MVCC用于读已提交和可重复读级别的控制，主要通过undo log日志版本链和read view来实现。

每条数据隐藏的两个字段也并不是创建时间版本号和过期(删除)时间版本号，而是roll_pointer和trx_id。

roll_pointer指向更新事务之前生成的undo log，undo log用于事务的回滚，保证事务的原子性。

trx_id就是最近一次更新数据的事务ID。

以上述例子来举例，最初插入两条数据，真实的情况是这样，因为第一次插入数据没有undo log，所以roll_pointer指向一个空的undo log。

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这时候假设小明去执行查询，就会开启一个read view，read view包含几个重要的东西。

1. m_ids，就是还未提交的事务id集合
2. low_limit_id，m_ids里最小的值
3. up_limit_id，下一次生成事务ID最大值
4. creator_trx_id，创建read view的事务ID，也就是自己的事务ID

小明来执行查询了，当前事务ID=3

select * from user where id<=3;

小红在这时候开启事务去修改id=1的记录，事务ID=4

update user set name='张三三' where id=1;

这时候小明的read view是这样。

m_ids=[3,4]

low_limit_id=3

up_limit_id=5

creator_trx_id=3

所以，小明在执行查询的时候，会去判断当前这条数据的trx_id<read view的low_limit_id，显然都小于，所以小明会正常查询到id=1,2的两条记录，而不会受到小红修改的影响。

这时候，小红的修改也完成了，小红数据于是就变成了这样。

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如果小明再次去查询的话，就会发现现在的trx_id>read view的low_limit_id，也就是4>3，不符合条件，同时发现现在的trx_id=4在low_limit_id和up_limit_id [3,5]之间，并且trx_id=4在m_ids=[3,4]之中，所以就会根据roll_pointer指向的undo log去查找，trx_id=1小于现在的low_limit_id=3，符合条件，就找到了上一个版本name=张三的记录。

如果这时候小明自己去修改这条记录的值，把名字改成张五，结果就是这样。

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然后小明去查询的话，就会发现当前的trx_id=3就是自己的creator_trx_id，就是自己，那么就直接返回这条数据。

所以，我们可以先总结下几种情况：

1. 如果trx_id<low_limit_id，那么说明就是之前事务的数据，直接返回，也就对应了小明第一次开启事务查询的场景
2. 如果trx_id>low_limit，trx_id还在[low_limit_id,up_limit_id]范围之内，并且trx_id在m_ids中，就会根据roll_pointer去查找undo log日志链，找到之前版本的数据，对应的就是小红修改后小明再次查询的场景
3. 如果trx_id=creator_trx_id，那么说明就是自己修改的，直接返回就好了，对应的就是小明自己去修改数据的场景

不同隔离级别的实现

根据上面阐述的原理，你可能发现了，这是可重复读下的实现啊，保证每次读取到的数据都是一致的。

那么，如果是读已提交级别下，这个是怎么实现的？

其实很简单，在上面的原理解释中，我都是假设每次查询的时候生成了read view，后续并没有重新生成。

而读已提交级别下，则是每次查询都会生成一次read view。

以上述小红修改过张三后的场景来举例。

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在可重复度级别下，由于trx_id>low_limit，trx_id还在[low_limit_id,up_limit_id]范围之内，并且trx_id在m_ids中，满足我们上述的条件2，所以就会根据roll_pointer找到之前的版本记录，保证可重复读。

而在读已提交的级别下，重新生成了read view，这时候trx_id不在m_ids之中，说明事务已经提交，所以可以直接返回这条数据，所以查到的数据就是小红修改后的name=张三三的数据了。

总结

我是艾小仙，我承认我浪了，我之前居然还想浪，我以为年没过几天，结果发现最近一次技术文更新是在2月2号。

我哭，所以，我肝了3个小时，痛定思痛，结束了我的短暂的王者生涯。

大家觉得还行的话，点个在看，设个星标可好？

我要回到正常更新的频率中来。