MySql事务实现的机制：MVCC
这一篇将简单说明一下最近学习了Mysql的事务实现的简单理解。
如果存在一张A表，id=1,name=2，此时，存在多个事务对该表进行处理，那么会怎样呢？
假设我们会存在多个事务同时进行，
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | begin | begin | begin | begin | Begin |
| 2 | Update A set name='name2' where id=1 | ||||
| 3 | Update A set name='name3' where id=1 | ||||
| 4 | Update A set name='name4' where id=1 | ||||
| 5 | Commit | ||||
| 6 | Select name from A where id = 1 | ||||
| 7 | |||||
| 8 | |||||
| 9 |
首先运行第2行sql
当程序运行到第2行的时候，由于事务1对A表进行了更新操作，此时会产生一个事务id，我们假设该id的值为2。其中事务id是一个自增长的id，仅当事务中进行了更新操作的时候生成，同时该事务id整个数据库共用。
此时，mysql在一个叫做undo的回滚日志栈中存在着一条旧有的数据，在更新操作执行的时候，会押入当前更新的数据，同时记录下当前的事务id，并且产生一条指向前面押入的旧有数据的回滚指针。
即此时，回滚日志栈的结构如下
同理，我们接下来运行第3行sql
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | begin | begin | begin | begin | Begin |
| 2 | Update A set name='name2' where id=1 | ||||
| 3 | Update A set name='name3' where id=1 |
由于事务3运行了新的更新语句，一个新的事务id3生成，并且押入了undo中，即此时结构如下
同理，运行第4，5行
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | begin | begin | begin | begin | Begin |
| 2 | Update A set name='name2' where id=1 | ||||
| 3 | Update A set name='name3' where id=1 | ||||
| 4 | Update A set name='name4' where id=1 | ||||
| 5 | Commit |
之后结构如下
运行第6行
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | begin | begin | begin | begin | Begin |
| 2 | Update A set name='name2' where id=1 | ||||
| 3 | Update A set name='name3' where id=1 | ||||
| 4 | Update A set name='name4' where id=1 | ||||
| 5 | Commit | ||||
| 6 | Select name from A where id = 1 |
我们可以看到，这一行的操作是查询操作。对于该查询操作，我们如何保证该操作的正确性？
当第6行执行查询操作的时候，会生成一个叫做read-view的一致性视图，该视图的结构如下
- [min_id,min_id+1,...]-max_id
如上图所示，该视图的结构由一个id数组和一个id组成；
其中，数组包含了所有未提交的事务的id，而其中min_id是未提交的最小事务id。max_id则是已经创建的最大事务id，该id不关心是否已经提交。
那么，结合我们的事务的执行情况，则第六行生成的read-view为[2,3]-4。
接下来我们看图
根据min_id和max_id的区分，我们将每个事务id(trx_id)区分为；
- 已经提交的事务id；(trx_id<min_id)
- 未提交或者可能提交了事务id;(min_id<=trx_id<=max_id)
- 当前查询语句之后才开始的事务id(max_id<trx_id)
然后，通过使用生成的read-view，从undo栈的栈顶开始逐行查询，之后通过以下规则鉴定可见性，如果当前查询行的数据可见，将返回对应的结果。
一、 查询行的版本号如果小于min_id，即为已经提交的事务(trx_id<min_id)，那么这个数据是可见的。
二、 查询行的版本号如果大于max_id，即为已经提交的事务(max_id<trx_id)，那么这个数据是不可见的。
三、 查询行的版本号如果处于min_id<=trx_id<=max_id的区间内，包括两种情况：
1. 如果查询行的trx_id不在数组中，说明这个版本是已经提交了的事务，那么这个数据可见
2. 如果查询行的trx_id在数据中，说明这个版本是还没提交的事务，那么：如果该版本不是当前自己事务的版本号，不可见，如果该版本是当前自己事务的版本号，可见。
结合上面的规则，我们来看这条查询语句：
- 语句执行后，read-view=[2,3]-4
- 查询栈顶，该行的版本号为4，即属于第三种情况，并且该事务已经提交，不在数组中，可见，返回结果：name4
运行第7，8行
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | begin | begin | begin | begin | Begin |
| 2 | Update A set name='name2' where id=1 | ||||
| 3 | Update A set name='name3' where id=1 | ||||
| 4 | Update A set name='name4' where id=1 | ||||
| 5 | Commit | ||||
| 6 | Select name from A where id = 1 | ||||
| 7 | Update A set name='name2-1' where id=1 | ||||
| 8 | Update A set name='name2-2' where id=1 |
此时undo结构如下
运行行数9
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | begin | begin | begin | begin | Begin |
| 2 | Update A set name='name2' where id=1 | ||||
| 3 | Update A set name='name3' where id=1 | ||||
| 4 | Update A set name='name4' where id=1 | ||||
| 5 | Commit | ||||
| 6 | Select name from A where id = 1 | ||||
| 7 | Update A set name='name2-1' where id=1 | ||||
| 8 | Update A set name='name2-2' where id=1 | ||||
| 9 | Select name from A where id = 1 |
第9行我们在查询1中，运行了新的查询语句，我们来看这条查询语句
- 语句执行后，read-view=[2,3]-4
- 从栈顶开始查询，该行的版本号为2，则属于第三种情况，同时存在于数组中，即该行数据不可见
- 继续查询下一行，结果同2
- 继续查询下一行，版本号为4，不存在于数组中，可见，返回结果name4
运行第10，11，12行
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 7 | Update A set name='name2-1' where id=1 | ||||
| 8 | Update A set name='name2-2' where id=1 | ||||
| 9 | Select name from A where id = 1 | ||||
| 10 | commit; | Update A set name='name3-1' where id=1 | |||
| 11 | Update A set name='name3-2' where id=1 | ||||
| 12 |
这行我们提交了事务2，而且事务3进行了两次更新，此时数据格式如下：
运行第11行
| 0 | 事务2 | 事务3 | 事务4 | 查询1 | 查询2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 7 | Update A set name='name2-1' where id=1 | ||||
| 8 | Update A set name='name2-2' where id=1 | ||||
| 9 | Select name from A where id = 1 | ||||
| 10 | commit; | ||||
| Select name from A where id = 1 | Select name from A where id = 1 |
这一行我们将查询1和查询2放置在一起进行比较。
首先我们看查询2的语句：
- 查询语句生成read-view=[3]-4
- 从栈顶开始查询，该行的版本号为3，则属于第三种情况，同时存在于数组中，即该行数据不可见
- 继续查询下一行，结果同2
- 继续查询下一行，版本号为2，不存在于数组中，可见，返回结果name2-1
接下来，我们看查询1的查询情况：
如上图所示，mysql的事务分为可重复读，与不可重复读的情况。
如果是重复读的情况，每次查询将使用第一次生成的read-view；而如果是不可重复读的情况，那么每次查询都将使用新的read-view。即如果是可重复，处理情况如下
- 查询语句生成read-view=[2,3]-4
- 从栈顶开始查询，该行的版本号为3，则属于第三种情况，同时存在于数组中，即该行数据不可见
- 继续查询下一行，结果同3
- 继续查询下一行，版本号为2，则属于第三种情况，同时存在于数组中，即该行数据不可见
- 继续查询下一行，结果同4
- 继续查询下一行，版本号为4，即属于第三种情况，并且不存在于数组中，即该行数据可见，返回数据为name4。
由上面的情况即可以发现，两个查询事件就算同一时间查询，结果也是可能不同的。
对于查询的版本号小于min_id和大于min_id的情况，相对简单这里就不做讨论了。
而删除操作，在mysql中视作一种特殊的更新操作，会复制原来的数据，并更新状态为已删除，然后压入undo栈中。
