MySQL多版本并发控制(MVCC)详解

来源：互联网 2026-07-06 08:40:18

0. MySQL的ACID特性事务需满足四个基本特性，即常说的ACID，缺一不可：原子性（Atomic）：事务作为一个不可分割的整体，要么全部执行成功，要么全部不做，不允许只完成部分操作。如同转账场景，扣款和入账必须同时发生或同时取消。一致性（Consistency）：事务执行前后，数据库的数

0. MySQL的ACID特性

事务需满足四个基本特性，即常说的ACID，缺一不可：

原子性（Atomic）：事务作为一个不可分割的整体，要么全部执行成功，要么全部不做，不允许只完成部分操作。如同转账场景，扣款和入账必须同时发生或同时取消。
一致性（Consistency）：事务执行前后，数据库的数据必须保持逻辑上的正确状态，即数据需符合所有预定义的约束和规则。以网上购物为例，商品出库与加入购物车必须同步完成，否则库存与订单将不一致。一致性需要用户来保证，并发控制机制起辅助作用。
隔离性（Isolation）：多个事务并发执行时，一个事务内部的操作不会被其他事务看到，仿佛每个事务都在独立运行，从而避免互相干扰，保障数据安全。
持久性（Durability）：事务提交（commit）后，其对数据库中数据的修改即为永久性的，即使系统崩溃，也能通过日志恢复数据。

1. 什么是MVCC

多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）的核心思想是通过管理数据行的多个历史版本，实现事务并发时的一致性读。简单来说，当前事务读取正在被其他事务更新的行时，能够读到该记录更新之前的旧版本，而无需被阻塞等待，从而解决了读写冲突问题。

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具体到InnoDB，MVCC 通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。该技术保证了在InnoDB的事务隔离级别下，一致性读操作能够正常执行。换言之，当查询某个正在被更新的行时，可以看到它被更新之前的值，查询无需等待另一个事务释放锁。

快照读与当前读

MVCC在MySQL InnoDB中的实现，主要目的在于提高数据库并发性能，以更优雅的方式处理读-写冲突。它实现了即使存在读写冲突，也能不加锁、非阻塞地并发读，这里的“读”指的就是快照读，而非当前读。MVCC本质上采用了乐观锁的思想。

当前读则是一种加锁操作，属于悲观锁的实现。

2.1 快照读

快照读又称一致性读，读取的是数据的历史快照。不加锁的简单 SELECT 均属于快照读，即不加锁的非阻塞读，例如：

SELECT * FROM player WHERE ...

引入快照读的目的完全在于提升并发性能。快照读基于MVCC实现，在许多情况下避免了加锁，降低了系统开销。

由于读取的是多版本数据，快照读读到的并不一定是数据的最新版本，有可能是之前的历史版本。

快照读有一个前提：隔离级别不能是串行化。在串行化隔离级别下，快照读会退化为当前读。

2.2 当前读

当前读读取的是记录的最新版本（最新数据，而非历史版本），并且在读取时需保证其他并发事务不能修改当前记录，因此会对读取的记录加锁。加锁的 SELECT，以及对数据的增删改操作，都会触发当前读。例如：

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁

3. MVCC三剑客

3.1 回顾隔离级别

事务隔离级别定义了并发事务之间的隔离程度。隔离级别越高，事务间的相互干扰越小，安全性越高，但并发性能可能随之下降。

读问题：

脏读：读到脏数据，即当前事务读到另一个未提交事务刚修改的数据。只有读未提交隔离级别会出现脏读。
不可重复读：前后重复读同一行数据，结果不一致。原因在于这期间另一个事务修改并提交了该行数据。
幻读：前后两次读同一范围的数据，结果集的行数变多（或变少），如同出现幻觉。只有串行化隔离级别能彻底解决幻读。

事务隔离级别：

读未提交：事务能读到所有未提交事务的数据。实际上不加锁，无隔离，性能最高。
读提交：事务只能读到已提交事务的数据。底层由 MVCC 实现，每次快照读都会生成一个新的读视图（Read View）。解决了脏读问题。
可重复读（MySQL默认）：前后读同一行数据，结果相同。底层由 MVCC 实现，仅在第一次快照读时生成读视图，后续复用。解决了脏读和不可重复读问题。MySQL InnoDB 引擎的可重复读还通过 next-key lock 解决了幻读问题（当前读场景下）。
串行化：事务获得锁后阻塞其他事务，直至释放锁。读时加共享锁，写时加排他锁。性能最差，但解决了所有读问题。

MVCC：多版本并发控制。MVCC 三剑客包括隐藏字段、Undo Log、Read View。

共享锁（读锁）：多个事务可同时读取数据，但只有一个事务能修改数据。修改数据时需获得排他锁，其他事务不能访问。

排他锁（写锁）：只有一个事务能修改数据，其他事务不能访问数据。

MVCC 可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题。它在大多数情况下可以替代行级锁，降低系统开销。

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3.2 隐藏字段、Undo Log版本链

隐藏字段

对于使用 InnoDB 存储引擎的表，其聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列：

trx_id（事务id）：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会将该事务的 事务id 赋值给 trx_id 隐藏列。
roll_pointer（回滚指针）：指向 undo 日志中该记录版本链的最近节点。每次对聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入 undo 日志，该隐藏列相当于一个指针，可通过它找到该记录修改前的信息。

Undo Log（回滚日志）

当一个事务对数据库执行写操作时，MySQL 会将要修改的数据的旧版本先写入 Undo Log，然后再将新版本数据写入数据库。在事务提交之前，Undo Log 中的数据可用于回滚；事务提交后，Undo Log 中的旧版本数据也可用于提供读取操作的历史版本。

Undo Log 版本链

在 MySQL 的实现中，Undo Log 版本链用于维护数据的历史版本，以及回滚和读取历史版本时所需的数据。

Undo Log 版本链本质上是一个链表，每个版本对应一个版本号（或时间戳），新版本数据会被添加到链表的头部。MySQL 通过访问该链表来获取指定版本的数据。

来看一个具体案例：

假设插入该记录的事务 id 为 8，那么此刻该条记录的示意图如下：

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insert undo 仅在事务回滚时起作用，事务提交后，此类 undo 日志即失效，其占用的 Undo Log Segment 会被系统回收（对应的 Undo 页面链表要么被重用，要么被释放）。

假设之后两个事务 id 分别为 10 和 20 的事务对这条记录进行 UPDATE 操作，流程如下：

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能否在两个事务中交叉更新同一条记录？不能。因为那样会导致脏写——一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据。InnoDB 使用锁来保证不会发生脏写：第一个事务更新某条记录后，会给该记录加锁，另一个事务必须等待第一个事务提交并释放锁之后才能继续更新。

每次对记录进行改动，都会记录一条 undo 日志，每条 undo 日志都有一个 roll_pointer 属性（INSERT 操作对应的 undo 日志没有该属性，因为该记录没有更早的版本），这些 undo 日志通过 roll_pointer 串成一个链表：

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对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条 undo 日志中，作为该记录的一个旧版本。随着更新次数增多，所有版本通过 roll_pointer 属性连接成一个链表，称为版本链，版本链的头节点就是当前记录的最新值。每个版本中还包含生成该版本时对应的事务 id。

3.3 ReadView

MVCC 的实现依赖于三个核心组件：隐藏字段、Undo Log、Read View。

3.3.1 ReadView（读视图）简约版

Read View 是事务进行快照读操作时生成的读视图。在该事务执行快照读的那一刻，系统会生成一个当前数据快照，记录并维护系统当前活跃事务的 id，事务的 id 值是递增的。

Read View 的最大作用在于用于可见性判断——当某个事务执行快照读时，根据该读视图的条件，判断当前事务能够看到哪个版本的数据。可能是最新数据，也可能是 undo log 中某个历史版本的数据。

首先需了解 Read View 中的全局属性：

creator_trx_id：创建该读视图的事务的 ID。只有增删改事务才有资格分配 id，读事务 id 为 0。
trx_ids：表示生成 ReadView 时当前系统中活跃的读写事务的事务 id 列表。
up_limit_id：记录活跃事务列表中最小的事务 ID（即最早开始的事务）。
low_limit_id：表示生成 ReadView 时系统中应分配给下一个事务的 id 值，将是列表里最大的 id。

Read View 的规则（可见性算法）：

通过读视图，可判断当前查询中记录的某个版本是否可见。判断方法是比较各版本的 trx_id 和读视图里的活跃事务 id：若某版本的 trx_id 小于读视图的最小事务 id，则代表该版本是在生成读视图之前已提交的，当前查询可访问它。

MVCC 流程： 查询时生成读视图，用读视图的活跃事务 id 依次对比各版本的事务 id，找到符合规则的数据。

应用：事务隔离级别中的读提交和可重复读，底层均由 MVCC 实现。并且 MySQL InnoDB 引擎的可重复读通过 MVCC 解决了幻读问题。

读提交的 MVCC 原理：事务每次读到的都是最新已提交的数据。每次读取数据前都生成一个 ReadView。快照读生成 Read View，不断对比版本链各版本的 trx_id，直至发现某版本 trx_id 比 Read View 的活跃事务列表里最小 trx_id 还小，该版本即为快照读前最新已提交的数据。

可重复读的 MVCC 原理：仅在第一次查询时生成 ReadView，之后查询复用第一次快照读时生成的 ReadView。

在 MVCC 机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在 Undo Log 里。若一个事务想要查询该行记录，需要读取哪个版本？此时就需要用到 ReadView，它帮助我们解决了行的可见性问题。

ReadView 就是事务在使用 MVCC 机制进行快照读操作时产生的读视图。事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用于记录并维护系统当前活跃事务的 ID（“活跃”指启动了但还没提交）。

3.3.2 设计思路

使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，因此直接读取记录的最新版本即可。

使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务，InnoDB 规定使用加锁的方式来访问记录。

使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到已经提交的事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但尚未提交，则不能直接读取最新版本。核心问题在于判断版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这正是 ReadView 要解决的主要问题。

前面提到的四个属性需再明确一下：

creator_trx_id：创建该 Read View 的事务 ID。注意：只有对表中的记录做改动时（执行 INSERT、DELETE、UPDATE）才会为事务分配事务 id，只读事务的事务 id 默认为 0。
trx_ids：生成 ReadView 时，当前系统中活跃的读写事务的 id 列表。
up_limit_id：活跃的事务中最小的事务 ID。
low_limit_id：生成 ReadView 时，系统中应分配给下一个事务的 id 值。注意，low_limit_id 并非 trx_ids 中的最大值，事务 id 是递增分配的。例如，现有 id 为 1、2、3 的三个事务，之后 id 为 3 的事务提交了。那么一个新的读事务在生成 ReadView 时，trx_ids 包括 1 和 2，up_limit_id 为 1，low_limit_id 为 4。

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3.3.3 ReadView 的规则

有了 ReadView，在当前事务访问某条记录时，只需按照以下步骤判断记录的某个版本是否可见：

若被访问版本的 trx_id 属性值与 ReadView 中的 creator_trx_id 相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，因此该版本可被当前事务访问。
若被访问版本的 trx_id 属性值小于 ReadView 中的 up_limit_id，表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 前已提交，因此该版本可被当前事务访问。
若被访问版本的 trx_id 属性值大于或等于 ReadView 中的 low_limit_id，表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 后才开启，因此该版本不可被当前事务访问。
若被访问版本的 trx_id 属性值在 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，则需要判断一下 trx_id 属性值是否在 trx_ids 列表中：
- 若在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务仍是活跃的，该版本不可被访问。
- 若不在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已被提交，该版本可被访问。

3.3.4 MVCC 整体操作流程

了解这些概念后，来看当查询一条记录时，系统如何通过 MVCC 找到它：

首先获取事务自己的版本号，即事务 ID。
获取 ReadView。
查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较。
若不符合 ReadView 规则，则需要从 Undo Log 中获取历史快照。
最后返回符合规则的数据。

若某个版本的数据对当前事务不可见，则顺着版本链找到下一个版本，继续判断可见性，依此类推，直至版本链的最后一个版本。若最后一个版本也不可见，则该记录对当前事务完全不可见，查询结果中就不包含该记录。

InnoDB 中，MVCC 通过 Undo Log + Read View 进行数据读取：Undo Log 保存历史快照，Read View 规则帮助我们判断当前版本的数据是否可见。

在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次 Read View。如下表所示：

MySQL多版本并发控制(MVCC)详解

注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次 Read View，若 Read View 不同，就可能产生不可重复读或幻读的情况。

当隔离级别为可重复读时，则避免了不可重复读。这是因为一个事务只在第一次 SELECT 时获取一次 Read View，后面所有的 SELECT 都复用该 Read View，如下表所示：

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4. 举例说明MVCC流程

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4.1 读提交的MVCC流程

读提交：事务每次读到的都是最新已提交的数据。底层由 MVCC 实现，每次读取数据前都生成一个 ReadView。仅解决脏读问题。

读提交的 MVCC 原理：每次读都生成 Read View，不断对比版本链各版本的 trx_id，直至发现某版本 trx_id 比 Read View 的活跃事务列表里最小 trx_id 还小，该版本即为读前最新已提交的数据。

现在有两个事务 id 分别为 10 和 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...

说明：事务执行过程中，仅在第一次真正修改记录时（如 INSERT、DELETE、UPDATE），才会被分配一个单独的事务 id，该 id 是递增的。因此我们在事务 2 中更新一些别的表的记录，目的是让它分配事务 id。

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下：

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假设现在有一个使用 读提交（READ COMMITTED）隔离级别的事务开始执行：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'，对应事务id为8

该 SELECT1 的执行过程如下：

在执行 SELECT 语句（快照读）时会先生成一个 ReadView。ReadView 的 trx_ids 列表为 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
从版本链中挑选可见记录。最新版本的列 name 是“王五”，该版本的 trx_id 为 10，在 trx_ids 列表内，不符合可见性要求，根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“李四”，trx_id 也为 10，同样在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“张三”，trx_id 为 8，小于 ReadView 中的 最小活跃事务 up_limit_id（10），说明该版本是生成 ReadView 之前的最近已提交版本，符合要求，返回给用户。

之后，将事务 id 为 10 的事务提交：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;

然后到事务 id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录的版本链如下：

MySQL多版本并发控制(MVCC)详解

然后再到刚才使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找 id 为 1 的记录：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'王五'

SELECT2 的执行过程如下：

在执行 SELECT 语句时会再单独生成一个 ReadView，该 ReadView 的 trx_ids 列表为 [20]，up_limit_id 为 20，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
从版本链中挑选可见记录。最新版本列 name 是“宋八”，trx_id 为 20，在 trx_ids 列表内，不符合要求，跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“钱七”，trx_id 为 20，也在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“王五”，trx_id 为 10，小于 ReadView 中的 up_limit_id（20），符合要求，返回给用户。

4.2 可重复读的MVCC流程

仅在第一次查询时生成 ReadView，之后查询复用第一次快照读时生成的 ReadView。

例如，系统里有两个事务 id 分别为 10 和 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下：

MySQL多版本并发控制(MVCC)详解

假设现在有一个使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务开始执行：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

SELECT1 的执行过程如下：

在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 trx_ids 列表为 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
从版本链中挑选可见记录。最新版本列 name 是“王五”，trx_id 为 10，在 trx_ids 列表内，不符合要求，跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“李四”，trx_id 为 10，也在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“张三”，trx_id 为 8，小于 up_limit_id（10），符合要求，返回给用户。

之后，将事务 id 为 10 的事务提交：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;

然后到事务 id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录的版本链如下：

MySQL多版本并发控制(MVCC)详解

然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找 id 为 1 的记录：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍为'张三'

SELECT2 的执行过程如下：

因为当前事务的隔离级别为 REPEATABLE READ，之前执行 SELECT1 时已生成过 ReadView，所以此时直接复用之前的 ReadView（trx_ids=[10,20]，up_limit_id=10，low_limit_id=21，creator_trx_id=0）。
从版本链中挑选可见记录。最新版本列 name 是“宋八”，trx_id 为 20，在 trx_ids 列表内，不符合要求，跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“钱七”，trx_id 为 20，也在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“王五”，trx_id 为 10，trx_ids 列表中包含 10，不符合要求；再下一个版本“李四”的 trx_id 也是 10，也不符合要求；继续跳到下一个版本。
下一个版本列 name 是“张三”，trx_id 为 8，小于 up_limit_id（10），符合要求，返回给用户。

此次 SELECT 查询得到的结果与第一次相同，列 name 均为“张三”，这就是可重复读的含义。若之后再将事务 id 为 20 的记录提交，然后再次查询 id=1 的记录，结果仍然是“张三”，具体过程可自行分析。

4.3 InnoDB 解决幻读问题

接下来看 InnoDB 如何解决幻读。

假设现在表 student 中只有一条数据，主键 id=1，隐藏的 trx_id=10，其 undo log 如下图所示。

MySQL多版本并发控制(MVCC)详解

现在有事务 A 和事务 B 并发执行，事务 A 的事务 id 为 20，事务 B 的事务 id 为 30。

步骤1：事务 A 开始第一次查询，SQL 如下：

select * from student where id >= 1;

在开始查询之前，MySQL 为事务 A 生成一个 ReadView，内容为：trx_ids=[20,30]，up_limit_id=20，low_limit_id=31，creator_trx_id=20。

此时表 student 中只有一条数据，且满足 id>=1，因此会查询出来。根据 ReadView 机制，该行数据的 trx_id=10，小于 up_limit_id（20），表示这条数据是事务 A 开启之前其他事务已提交的，所以事务 A 可以读取到。

结论：事务 A 的第一次查询，能读取到一条数据，id=1。

步骤2：事务 B（trx_id=30）往表 student 中新插入两条数据，并提交：

insert into student(id,name) values(2,'李四');
insert into student(id,name) values(3,'王五');

此时表 student 中有三条数据，对应的 undo 如下图所示：

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步骤3：事务 A 开启第二次查询。根据可重复读隔离级别的规则，此时事务 A 不会重新生成 ReadView，仍使用第一次的 ReadView。表 student 中三条数据都满足 id>=1，因此会先查出来。然后根据 ReadView 机制判断每条数据是否可见：

1）id=1 的数据，trx_id=10，小于 up_limit_id，可见。
2）id=2 的数据，trx_id=30，处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，进一步判断：30 是否在 trx_ids 数组内？trx_ids=[20,30]，30 在数组内，表示 id=2 的数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的，因此不可见。
3）id=3 的数据，trx_id=30，同样不可见。

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