InnoDB解決幻讀的方案--LBCC&MVCC

最近要在公司內(nèi)做一次技術(shù)分享，思來想去不知道該分享些什么，最后在朋友的提示下，準(zhǔn)備分享一下MySQL的InnoDB引擎下的事務(wù)幻讀問題與解決方案--LBCC&MVCC。經(jīng)過好幾天的熬夜通宵，終于把這部分的內(nèi)容捋清楚了。至于為什么說是InnoDB呢？因?yàn)?/span>MyISAM引擎是不支持事務(wù)的。

事務(wù)

概念

一個事情由n個單元組成，這n個單元在執(zhí)行過程中，要么同時成功，要么同時失敗，這就把n個單元放在了一個事務(wù)之中。舉個簡單的例子：在不考慮試題正確與否的前提下，一張?jiān)嚲碛啥鄠€題目構(gòu)成，當(dāng)你答完題交給老師的時候是將一整張?jiān)嚲斫唤o老師，而不是將每道題單獨(dú)交給老師，在這里試卷就可以理解成一個事務(wù)。

事務(wù)的特性：ACID

A：原子性（Atomicity），原子性是指事務(wù)是一個不可分割的工作單位，事務(wù)中的操作，要么都發(fā)生，要么都不發(fā)生。

例：假設(shè)你在購物車?yán)锾砑恿藘杉路荷弦潞脱澴樱?dāng)你把兩件衣服作為一個訂單提交支付的時候，要么兩件衣服一起支付成功，要么都失敗，不可能存在上衣付完錢了，褲子還沒付完的情況，反之亦然。

C：一致性（Consistency），在一個事務(wù)中，事務(wù)前后數(shù)據(jù)的完整性必須保持一致。

例：假設(shè)用戶A和用戶B兩者的錢加起來一共是200，那么不管A和B之間如何轉(zhuǎn)賬，轉(zhuǎn)幾次賬，事務(wù)結(jié)束后兩個用戶的錢相加起來應(yīng)該還得是200，這就是事務(wù)的一致性。

I：隔離性（Isolation），存在于多個事務(wù)中，事務(wù)的隔離性是指多個用戶并發(fā)訪問數(shù)據(jù)庫時，一個用戶的事務(wù)不能被其它用戶的事務(wù)所干擾，多個并發(fā)事務(wù)之間數(shù)據(jù)要相互隔離。

例：對于任意兩個并發(fā)的事務(wù)T1和T2，在事務(wù)T1看來，T2要么在T1開始之前就已經(jīng)結(jié)束，要么在T1結(jié)束之后才開始，這樣每個事務(wù)都感覺不到有其他事務(wù)在并發(fā)地執(zhí)行。

D：持久性（Durability），持久性是指一個事務(wù)一旦被提交，它對數(shù)據(jù)庫中數(shù)據(jù)的改變就是永久性的，接下來即使數(shù)據(jù)庫發(fā)生故障也不應(yīng)該對其有任何影響。

例：我們在操作數(shù)據(jù)庫時，事務(wù)提交或者回滾都會直接改變數(shù)據(jù)庫中的值。

事務(wù)的操作

在使用事務(wù)之前，首先我們要開啟事務(wù)，我們可以通過start或者begin命令開啟事務(wù)；如果我們想提交事務(wù)可以手動執(zhí)行commit命令，如果我們想回滾事務(wù)，可以執(zhí)行rollback命令。

注：在MySQL中事務(wù)的提交是默認(rèn)開啟的，可以執(zhí)行show variables like 'autocommit'命令查看，如果是ON則證明自動提交已經(jīng)開啟，如果為OFF則需要手動提交。

隔離性引發(fā)的并發(fā)問題

1）臟讀：B事務(wù)讀取到了A事務(wù)尚未提交的數(shù)據(jù)；

2）不可重復(fù)讀：B事務(wù)讀到了A事務(wù)已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，即B事務(wù)在A事務(wù)提交之前和提交之后讀取到的數(shù)據(jù)內(nèi)容不一致（AB事務(wù)操作的是同一條數(shù)據(jù)）；

3）幻讀/虛讀：B事務(wù)讀到了A事務(wù)已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，即A事務(wù)執(zhí)行插入操作，B事務(wù)在A事務(wù)前后讀到的數(shù)據(jù)數(shù)量不一致。

事務(wù)的隔離級別

為了解決以上隔離性引發(fā)的并發(fā)問題，數(shù)據(jù)庫提供了事物的隔離機(jī)制。

• read uncommitted（讀未提交）: 一個事務(wù)還沒提交時，它做的變更就能被別的事務(wù)看到，讀取尚未提交的數(shù)據(jù)，哪個問題都不能解決；
• read committed（讀已提交）：一個事務(wù)提交之后，它做的變更才會被其他事務(wù)看到，讀取已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，可以解決臟讀 ---- oracle默認(rèn)的；
• repeatable read（可重復(fù)讀）：一個事務(wù)執(zhí)行過程中看到的數(shù)據(jù)，總是跟這個事務(wù)在啟動時看到的數(shù)據(jù)是一致的，可以解決臟讀和不可重復(fù)讀 ---mysql默認(rèn)的；
• serializable（串行化）：顧名思義是對于同一行記錄，“寫”會加“寫鎖”，“讀”會加“讀鎖”。當(dāng)出現(xiàn)讀寫鎖沖突的時候，后訪問的事務(wù)必須等前一個事務(wù)執(zhí)行完成，才能繼續(xù)執(zhí)行。可以解決臟讀、不可重復(fù)讀和虛讀---相當(dāng)于鎖表。

雖然serializable級別可以解決所有的數(shù)據(jù)庫并發(fā)問題，但是它會在讀取的每一行數(shù)據(jù)上都加鎖，這就可能導(dǎo)致大量的超時和鎖競爭問題，從而導(dǎo)致效率下降。所以我們在實(shí)際應(yīng)用中也很少使用serializable，只有在非常需要確保數(shù)據(jù)的一致性而且可以接受沒有并發(fā)的情況下，才考慮采用該級別。

LBCC&MVCC

InnoDB默認(rèn)的事務(wù)隔離級別是repeatable read（后文中用簡稱RR），它為了解決該隔離級別下的幻讀的并發(fā)問題，提出了LBCC和MVCC兩種方案。其中LBCC解決的是當(dāng)前讀情況下的幻讀，MVCC解決的是普通讀（快照讀）的幻讀。至于什么是當(dāng)前讀，什么是快照讀，將在下文中給出答案。

LBCC

LBCC是Lock-Based Concurrent Control的簡稱，意思是基于鎖的并發(fā)控制。在InnoDB中按鎖的模式來分的話可以分為共享鎖（S）、排它鎖（X）和意向鎖，其中意向鎖又分為意向共享鎖（IS）和意向排它鎖（IX）（此處先不做介紹，后期會專門出篇文章講一下InnoDB和Myisam引擎的鎖）；如果按照鎖的算法來分的話又分為記錄鎖（Record Locks）、間隙鎖（Gap Locks）和臨鍵鎖（Next-key Locks）。其中臨鍵鎖就可以用來解決RR下的幻讀問題。那么什么是臨鍵鎖呢？繼續(xù)往下看。

我們將數(shù)據(jù)庫中存儲的每一行數(shù)據(jù)稱為記錄。則上圖中1、5、9、11分別代表id為當(dāng)前數(shù)的記錄。對于鍵值在條件范圍內(nèi)但不存在的記錄，叫做間隙（GAP）。則上圖中的（-∞，1）、（1，5）...（11，+∞）為數(shù)據(jù)庫中存在的間隙。而（-∞，1]、（1，5]...（11，+∞）我們稱之為臨鍵，即左開右閉的集合。

記錄鎖（Record Locks）

對表中的行記錄加鎖，叫做記錄鎖，簡稱行鎖。可以使用sql語句select ... for update來開啟鎖，select語句必須為精準(zhǔn)匹配（=），不能為范圍匹配，且匹配列字段必須為唯一索引或者主鍵列。也可以通過對查詢條件為主鍵索引或唯一索引的數(shù)據(jù)行進(jìn)行UPDATE操作來添加記錄鎖。

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記錄鎖存在于包括主鍵索引在內(nèi)的唯一索引中，鎖定單條索引記錄。

”

間隙鎖（GAP Locks）

對上面說到的間隙加鎖即為間隙鎖。間隙鎖是對范圍加鎖，但不包括已存在的索引項(xiàng)。可以使用sql語句select ... for update來開啟鎖，select語句為范圍查詢，匹配列字段為索引項(xiàng)，且沒有數(shù)據(jù)返回；或者select語句為等值查詢，匹配字段為唯一索引，也沒有數(shù)據(jù)返回。

間隙鎖有一個比較致命的弱點(diǎn)，就是當(dāng)鎖定一個范圍鍵值之后，即使某些不存在的鍵值也會被無辜的鎖定，而造成在鎖定的時候無法插入鎖定鍵值范圍內(nèi)的任何數(shù)據(jù)。在某些場景下這可能會對性能造成很大的危害。以下是加鎖之后，插入操作的例子：

select * from user where id > 15 for update;
//插入失敗，因?yàn)閕d20大于15，不難理解
insert into user values(20,'20');
//插入失敗，原因是間隙鎖鎖的是記錄間隙，而不是sql，也就是說`select`語句的鎖范圍是（11，+∞），而13在這個區(qū)間中，所以也失敗。
insert into user values(13,'13');

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GAP Locks只存在于RR隔離級別下，它鎖住的是間隙內(nèi)的數(shù)據(jù)。加完鎖之后，間隙中無法插入其他記錄，并且鎖的是記錄間隙，而非sql語句。間隙鎖之間都不存在沖突關(guān)系。

”

打開間隙鎖設(shè)置： 以通過命令show variables like 'innodb_locks_unsafe_for_binlog';來查看 innodb_locks_unsafe_for_binlog 是否禁用。innodb_locks_unsafe_for_binlog默認(rèn)值為OFF，即啟用間隙鎖。因?yàn)榇藚?shù)是只讀模式，如果想要禁用間隙鎖，需要修改 my.cnf（windows是my.ini） 重新啟動才行。

#在 my.cnf 里面的[mysqld]添加
[mysqld]
innodb_locks_unsafe_for_binlog = 1

臨鍵鎖（Next-Key Locks）

當(dāng)我們對上面的記錄和間隙共同加鎖時，添加的便是臨鍵鎖（左開右閉的集合加鎖）。為了防止幻讀，臨鍵鎖阻止特定條件的新記錄的插入，因?yàn)椴迦霑r要獲取插入意向鎖，與已持有的臨鍵鎖沖突。可以使用sql語句select ... for update來開啟鎖，select語句為范圍查詢，匹配列字段為索引項(xiàng)，且有數(shù)據(jù)返回；或者select語句為等值查詢，匹配列字段為索引項(xiàng)，不管有沒有數(shù)據(jù)返回。

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插入意向鎖并非意向鎖，而是一種特殊的間隙鎖。

”

總結(jié)

• 如果查詢沒有命中索引，則退化為表鎖;
• 如果等值查詢唯一索引且命中唯一一條記錄，則退化為行鎖;
• 如果等值查詢唯一索引且沒有命中記錄，則退化為臨近結(jié)點(diǎn)的間隙鎖;
• 如果等值查詢非唯一索引且沒有命中記錄，退化為臨近結(jié)點(diǎn)的間隙鎖(包括結(jié)點(diǎn)也被鎖定)；如果命中記錄，則鎖定所有命中行的臨鍵鎖，并同時鎖定最大記錄行下一個區(qū)間的間隙鎖。
• 如果范圍查詢唯一索引或查詢非唯一索引且命中記錄，則鎖定所有命中行的臨鍵鎖 ，并同時鎖定最大記錄行下一個區(qū)間的間隙鎖。
• 如果范圍查詢索引且沒有命中記錄，退化為臨近結(jié)點(diǎn)的間隙鎖(包括結(jié)點(diǎn)也被鎖定)。

當(dāng)前讀

當(dāng)前讀（Locking Read）也稱鎖定讀，讀取當(dāng)前數(shù)據(jù)的最新版本，而且讀取到這個數(shù)據(jù)之后會對這個數(shù)據(jù)加鎖，防止別的事務(wù)更改即通過next-key鎖（行鎖+gap鎖）來解決當(dāng)前讀的問題。在進(jìn)行寫操作的時候就需要進(jìn)行“當(dāng)前讀”，讀取數(shù)據(jù)記錄的最新版本，包含以下SQL類型：select ... lock in share mode 、select ... for update、update 、delete 、insert。

MVCC

LBCC是基于鎖的并發(fā)控制，因?yàn)殒i的粒度過大，會導(dǎo)致性能的下降，因此提出了比LBCC性能更優(yōu)越的方法MVCC。MVCC是Multi-Version Concurremt Control的簡稱，意思是基于多版本的并發(fā)控制協(xié)議，通過版本號，避免同一數(shù)據(jù)在不同事務(wù)間的競爭，只存在于InnoDB引擎下。它主要是為了提高數(shù)據(jù)庫的并發(fā)讀寫性能，不用加鎖就能讓多個事務(wù)并發(fā)讀寫。MVCC的實(shí)現(xiàn)依賴于：三個隱藏字段、Undo log和Read View，其核心思想就是：只能查找事務(wù)id小于等于當(dāng)前事務(wù)ID的行；只能查找刪除時間大于等于當(dāng)前事務(wù)ID的行，或未刪除的行。接下來讓我們從源碼級別來分析下MVCC。

隱藏列

MySQL中會為每一行記錄生成隱藏列，接下來就讓我們了解一下這幾個隱藏列吧。

（1）DB_TRX_ID：事務(wù)ID，是根據(jù)事務(wù)產(chǎn)生時間順序自動遞增的，是獨(dú)一無二的。如果某個事務(wù)執(zhí)行過程中對該記錄執(zhí)行了增、刪、改操作，那么InnoDB存儲引擎就會記錄下該條事務(wù)的id。

（2）DB_ROLL_PTR：回滾指針，本質(zhì)上就是一個指向記錄對應(yīng)的undo log的一個指針，大小為 7 個字節(jié)，InnoDB 便是通過這個指針找到之前版本的數(shù)據(jù)。該行記錄上所有舊版本，在undo log中都通過鏈表的形式組織。

（3）DB_ROW_ID：行標(biāo)識（隱藏單調(diào)自增 ID），如果表沒有主鍵，InnoDB 會自動生成一個隱藏主鍵，大小為 6 字節(jié)。如果數(shù)據(jù)表沒有設(shè)置主鍵，會以它產(chǎn)生聚簇索引。

（4）實(shí)際還有一個刪除flag隱藏字段，既記錄被更新或刪除并不代表真的刪除，而是刪除flag變了。

undo log

每當(dāng)我們要對一條記錄做改動時（這里的改動可以指INSERT、DELETE、UPDATE），都需要把回滾時所需的東西記錄下來, 比如:

• Insert undo log ：插入一條記錄時，至少要把這條記錄的主鍵值記下來，之后回滾的時候只需要把這個主鍵值對應(yīng)的記錄刪掉就好了。
• Delete undo log：刪除一條記錄時，至少要把這條記錄中的內(nèi)容都記下來，這樣之后回滾時再把由這些內(nèi)容組成的記錄插入到表中就好了。
• Update undo log：修改一條記錄時，至少要把修改這條記錄前的舊值都記錄下來，這樣之后回滾時再把這條記錄更新為舊值就好了。InnoDB把這些為了回滾而記錄的這些東西稱之為undo log。這里需要注意的一點(diǎn)是，由于查詢操作（SELECT）并不會修改任何用戶記錄，所以在查詢操作執(zhí)行時，并不需要記錄相應(yīng)的undo log。

每次對記錄進(jìn)行改動都會記錄一條undo日志，每條undo日志也都有一個DB_ROLL_PTR屬性，可以將這些undo日志都連起來，串成一個鏈表，形成版本鏈。版本鏈的頭節(jié)點(diǎn)就是當(dāng)前記錄最新的值。

例

先插入一條記錄，假設(shè)該記錄的事務(wù)id為80，那么此刻該條記錄的示意圖如下所示實(shí)際上insert undo只在事務(wù)回滾時起作用，當(dāng)事務(wù)提交后，該類型的undo日志就沒用了，它占用的Undo Log Segment也會被系統(tǒng)回收。接著繼續(xù)執(zhí)行sql操作其版本鏈如下

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很多人以為undo log用于將數(shù)據(jù)庫物理的恢復(fù)到執(zhí)行語句或者事務(wù)之前的樣子，其實(shí)并非如此，undo log是邏輯日志，只是將數(shù)據(jù)庫邏輯的恢復(fù)到原來的樣子。因?yàn)樵诙嗖l(fā)系統(tǒng)中，你把一個頁中的數(shù)據(jù)物理的恢復(fù)到原來的樣子，可能會影響其他的事務(wù)。

”

Read View

在可重復(fù)讀隔離級別下，我們可以把每一次普通的select查詢（不加for update語句）當(dāng)作一次快照讀，而快照便是進(jìn)行select的那一刻，生成的當(dāng)前數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中所有未提交的事務(wù)id數(shù)組（數(shù)組里最小的id為min_id）和已經(jīng)創(chuàng)建的最大事務(wù)id（max_id）的集合，即我們所說的一致性視圖readview。在進(jìn)行快照讀的過程中要根據(jù)一定的規(guī)則將版本鏈中每個版本的事務(wù)id與readview進(jìn)行匹配查詢我們需要的結(jié)果。

快照讀是不會看到別的事務(wù)插入的數(shù)據(jù)的。因此，幻讀在“當(dāng)前讀”下才會出現(xiàn)。快照讀的實(shí)現(xiàn)是基于多版本并發(fā)控制，即MVCC，可以認(rèn)為MVCC是行鎖的一個變種，但它在很多情況下，避免了加鎖操作，降低了開銷；既然是基于多版本，即快照讀可能讀到的并不一定是數(shù)據(jù)的最新版本，而有可能是之前的歷史版本。MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ兩個隔離級別下工作，其他兩個隔離級別不和MVCC不兼容。因?yàn)?code style="font-size: 14px;overflow-wrap: break-word;padding: 2px 4px;border-radius: 4px;margin-right: 2px;margin-left: 2px;color: rgb(30, 107, 184);background-color: rgba(27, 31, 35, 0.05);font-family: "Operator Mono", Consolas, Monaco, Menlo, monospace;word-break: break-all;">READ UNCOMMITTED總是讀取最新的數(shù)據(jù)行，而不是符合當(dāng)前事務(wù)版本的數(shù)據(jù)行，而SERIALIZABLE 則會對所有讀取的行都加鎖。事務(wù)的快照時間點(diǎn)（即下文中說到的Read View的生成時間）是以第一個select來確認(rèn)的。所以即便事務(wù)先開始，但是select在后面的事務(wù)的update之類的語句后進(jìn)行，那么它是可以獲取前面的事務(wù)的對應(yīng)的數(shù)據(jù)。

★

RC和RR隔離級別下的快照讀和當(dāng)前讀：RC隔離級別下，快照讀和當(dāng)前讀結(jié)果一樣，都是讀取已提交的最新；RR隔離級別下，當(dāng)前讀結(jié)果是其他事務(wù)已經(jīng)提交的最新結(jié)果，快照讀是讀當(dāng)前事務(wù)之前讀到的結(jié)果。RR下創(chuàng)建快照讀的時機(jī)決定了讀到的版本。

”

對于使用RC和RR隔離級別的事務(wù)來說，都必須保證讀到已經(jīng)提交了的事務(wù)修改過的記錄，也就是說假如另一個事務(wù)已經(jīng)修改了記錄但是尚未提交，是不能直接讀取最新版本的記錄的。核心問題就是：需要判斷一下版本鏈中的哪個版本是當(dāng)前事務(wù)可見的。為此，InnoDB提出了一個Read View的概念。

Read View就是事務(wù)進(jìn)行快照讀（普通select查詢）操作的時候生產(chǎn)的一致性讀視圖，在該事務(wù)執(zhí)行的快照讀的那一刻，會生成數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)當(dāng)前的一個快照，它由執(zhí)行查詢時所有未提交的事務(wù)id數(shù)組（數(shù)組里最小的id為min_id）和已經(jīng)創(chuàng)建的最大事務(wù)id（max_id）組成，查詢的數(shù)據(jù)結(jié)果需要跟read view做對比從而得到快照結(jié)果。

版本鏈比對規(guī)則：

1. 如果落在綠色部分（trx_id<min_id），表示這個版本是已經(jīng)提交的事務(wù)生成的，這個數(shù)據(jù)是可見的；
2. 如果落在紅色部分（trx_id>max_id），表示這個版本是由將來啟動的事務(wù)生成的，是肯定不可見的；
3. 如果落在黃色部分（min_id<=trx_id<=max_id），那就包含兩種情況：a.若row的trx_id在數(shù)組中，表示這個版本是由還沒提交的事務(wù)生成的，不可見；如果是自己的事務(wù)，則是可見的；b.若row的trx_id不在數(shù)組中，表示這個版本是已經(jīng)提交了的事務(wù)生成的，可見。

光說不練假把式，接下來就讓我們用例子來演示一下：首先我們要準(zhǔn)備兩張表，一張test和一張account表，然后我們以account的undo log來畫版本鏈，準(zhǔn)備數(shù)據(jù)和原始記錄圖如下

//test表中數(shù)據(jù)
id=1,c1='11';
id=5,c1='22';
//account表數(shù)據(jù)
id=1，name=‘lilei’；

如下圖，我們將按照里面的順序執(zhí)行sql當(dāng)我們執(zhí)行到第7行的select的語句時，會生成readview[100,200],300,版本鏈如圖所示：此時我們查詢到的數(shù)據(jù)為lilei300。我們首先要拿最新版本的數(shù)據(jù)trx_id=300來readview中匹配，落在黃色區(qū)間內(nèi)，一看該數(shù)據(jù)已經(jīng)提交了，所以是可見的。繼續(xù)往下執(zhí)行，當(dāng)執(zhí)行到第10行的select語句時，因?yàn)?code style="font-size: 14px;overflow-wrap: break-word;padding: 2px 4px;border-radius: 4px;margin-right: 2px;margin-left: 2px;color: rgb(30, 107, 184);background-color: rgba(27, 31, 35, 0.05);font-family: "Operator Mono", Consolas, Monaco, Menlo, monospace;word-break: break-all;">trx_id=100并未提交，所以版本鏈依然為readview[100,200],300，版本鏈如圖所示：此時我們查詢到的數(shù)據(jù)為lilei300。我們按上邊操作，從最新版本依次往下匹配，我們首先要拿最新版本的數(shù)據(jù)trx_id=100來readview中匹配，落在黃色區(qū)間內(nèi)，一看該數(shù)據(jù)在未提交的數(shù)組中，且不是自己的事務(wù)，所以是不可見的；然后我們選擇前一個版本的數(shù)據(jù)，結(jié)果同上；繼續(xù)向上找，當(dāng)找到trx_id=300的數(shù)據(jù)時，會落在黃色區(qū)間，且是提交的，所以數(shù)據(jù)可見。繼續(xù)往下執(zhí)行，當(dāng)執(zhí)行到第13行的select語句時，此時盡管trx_id=100已經(jīng)提交了，因?yàn)槭?code style="font-size: 14px;overflow-wrap: break-word;padding: 2px 4px;border-radius: 4px;margin-right: 2px;margin-left: 2px;color: rgb(30, 107, 184);background-color: rgba(27, 31, 35, 0.05);font-family: "Operator Mono", Consolas, Monaco, Menlo, monospace;word-break: break-all;">InnoDB的RR模式，所以readview不會更改，仍為readview[100,200],300,版本鏈如圖所示：此時我們查詢到的數(shù)據(jù)為lilei300。原因同上邊的步驟，不再贅述。

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當(dāng)執(zhí)行update語句時，都是先讀后寫的，而這個讀，是當(dāng)前讀，只能讀當(dāng)前的值，跟readview查找時的快照讀區(qū)分開。

”

剛才演示的是InnoDB下的RR模式，接下來我們簡單說一下RC模式，上文中提到的RC模式的數(shù)據(jù)讀都是讀最新的即當(dāng)前讀，所以readview是實(shí)時生成的，執(zhí)行語句如圖所示：當(dāng)我們執(zhí)行到第13行的select的語句時，會生成readview[200],300，版本鏈還和之前一樣，此時我們查詢到的數(shù)據(jù)為lilei2。原因和上邊講的RR模式下的比對規(guī)則相同。

此處我們演示的是update的情況，對于刪除的情況可以認(rèn)為是update的特殊情況，會將版本鏈上最新的數(shù)據(jù)復(fù)制一份，然后將trx_id改成刪除操作的trx_id，同時在該條記錄的頭信息（record header）里的（deleted_flag）標(biāo)記位上寫上true，來表示當(dāng)前記錄已經(jīng)被刪除，在查詢時按照上邊的規(guī)則查到對應(yīng)的記錄，如果delete_flag標(biāo)記位為true，意味著記錄已被刪除，則不返回?cái)?shù)據(jù)。

大家應(yīng)該還關(guān)心一個問題，即undo log什么時候刪除呢？系統(tǒng)會判斷，沒有比這個undo log更早的read view的時候，undo log會被刪除。所以這里也就是為什么我們建議你盡量不要使用長事務(wù)的原因。長事務(wù)意味著系統(tǒng)里面會存在很老的事務(wù)視圖。由于這些事務(wù)隨時可能訪問數(shù)據(jù)庫里面的任何數(shù)據(jù)，所以這個事務(wù)提交之前，數(shù)據(jù)庫里面它可能用到的回滾記錄都必須保留，這就會導(dǎo)致大量占用存儲空間。

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