1、mysql伺服器邏輯架構圖：
第一層：該服務並不是mysql所獨有的，大多數基於網路的客戶端/伺服器的工具或者服務都有的類似的架構。比如連線處理、授權認證、安全等等。
第二層：mysql的核心服務功能，包括查詢解析、分析、優化、快取以及所有的內建函式（日期、時間、加密），所有跨存引擎的功能都在這裡實現：儲存過程、觸發器、檢視等。
第三層：bdb（頁級）、myisam（表級：可讀不可寫）、innodb（行級）等等引擎。
2、多版本併發控制mvcc
大多數事務型儲存引擎實現的都不是簡單的行級鎖。基於提公升併發性的考慮，它們一般都同時實現了多版本併發控制mvcc。不公是mysql，包括oracle、postgresql等其他資料系統也都實現了mvcc,但各自的實現機制不盡相同。因為mvcc沒有乙個統一的實現標準。可以認為mvcc是乙個行級鎖的變種。
在mysql中mvcc是在innodb儲存引擎中得到支援的，innodb為每行記錄都實現了三個隱藏字段：
6位元組的事物id用來標識該行所述的事務，7位元組的回滾指標需要了解下innodb的事務模型。
為了支援事務，innbodb引入了下面幾個概念：
下面演示下事務對某行記錄的更新過程：
2.1. 初始資料行
f1～f6是某行列的名字，1～6是其對應的資料。後面三個隱含字段分別對應該行的事務號和回滾指標，假如這條資料是剛insert的，可以認為id為1，其他兩個欄位為空。
2.2.事務1更改該行的各字段的值
當事務1更改該行的值時，會進行如下操作：
2.3.事務2修改該行的值
與事務1相同，此時undo log，中有有兩行記錄，並且通過回滾指標連在一起。
因此，如果undo log一直不刪除，則會通過當前記錄的回滾指標回溯到該行建立時的初始內容，所幸的時在innodb中存在purge執行緒，它會查詢那些比現在最老的活動事務還早的undo log，並刪除它們，從而保證undo log檔案不至於無限增長。
2.4. 事務提交
當事務正常提交時innbod只需要更改事務狀態為commit即可，不需做其他額外的工作，而rollback則稍微複雜點，需要根據當前回滾指標從undo log中找出事務修改前的版本，並恢復。如果事務影響的行非常多，回滾則可能會變的效率不高，根據經驗值沒事務行數在1000～10000之間，innodb效率還是非常高的。很顯然，innodb是乙個commit效率比rollback高的儲存引擎。據說，postgress的實現恰好與此相反。
2.5. insert undo log
上述過程確切地說是描述了update的事務過程，其實undo log分insert和update undo log，因為insert時，原始的資料並不存在，所以回滾時把insert undo log丟棄即可，而update undo log則必須遵守上述過程。
眾所周知地是更新（update、insert、delete）是乙個事務過程，在innodb中，查詢也是乙個事務，唯讀事務。當讀寫事務併發訪問同一行資料時，能讀到什麼樣的內容則依賴事務級別：
上述更新前建立undo log，根據各種策略讀取時非阻塞就是mvcc，undo log中的行就是mvcc中的多版本，這個可能與我們所理解的mvcc有較大的出入，一般我們認為mvcc有下面幾個特點：
就是每行都有版本號，儲存時根據版本號決定是否成功，聽起來含有樂觀鎖的味道。。。，而innodb的實現方式是：
二者最本質的區別是，當修改資料時是否要排他鎖定，如果鎖定了還算不算是mvcc？
innodb的實現真算不上mvcc，因為並沒有實現核心的多版本共存，undo log中的內容只是序列化的結果，記錄了多個事務的過程，不屬於多版本共存。但理想的mvcc是難以實現的，當事務僅修改一行記錄使用理想的mvcc模式是沒有問題的，可以通過比較版本號進行回滾；但當事務影響到多行資料時，理想的mvcc據無能為力了。
比如，如果transaciton1執行理想的mvcc，修改row1成功，而修改row2失敗，此時需要回滾row1，但因為row1沒有被鎖定，其資料可能又被transaction2所修改，如果此時回滾row1的內容，則會破壞transaction2的修改結果，導致transaction2違反acid。
理想mvcc難以實現的根本原因在於企圖通過樂觀鎖代替二段提交。修改兩行資料，但為了保證其一致性，與修改兩個分布式系統中的資料並無區別，而二提交是目前這種場景保證一致性的唯一手段。二段提交的本質是鎖定，樂觀鎖的本質是消除鎖定，二者矛盾，故理想的mvcc難以真正在實際中被應用，innodb只是借了mvcc這個名字，提供了讀的非阻塞而已。
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