人人都会AI编程

事务版本号、Undo Log 版本链、Read View 可见性判断

更新时间：2026-07-11

MVCC 的名字里虽然带着“多版本”，但本质上是一套“在并发环境下，让每个事务看到合适的数据版本”的机制。它的实现并不复杂，核心就三样东西：事务版本号、Undo Log 版本链、Read View。理解了这三者如何协作，你就抓住了 MVCC 的精髓。

事务版本号：每行数据的“出生证明”和“过期标签”

在 InnoDB 中，每一行数据都有两个隐藏的字段：

  • DB_TRX_ID（事务 ID）：记录最后一次修改（包括插入和更新）该行的事务 ID。每个事务在开始时会分配一个严格递增的 ID，你可以把它理解为行版本的“修改者编号”。
  • DB_ROLL_PTR（回滚指针）：指向这条行在 Undo Log 中的上一条旧版本，形成一条版本链。

另外，删除操作在 InnoDB 中并不是物理删除，而是打上删除标记。行上还有一个隐藏的 DB_ROW_ID 字段（如果没有主键时作为聚簇索引键），以及一个标志位用来标记行是否被删除。删除时的“版本”同样是靠事务 ID 来记录的。

这些事务 ID（版本号）就是 MVCC 用于判断可见性的关键依据。一个事务能看到哪些行数据，取决于这些行的最新版本或者历史版本的 DB_TRX_ID 与当前事务自身的 ID 之间的关系。

Undo Log 版本链：一行数据的“变更历史”

当你更新一行数据时，InnoDB 并不会直接覆盖原行，而是：

  1. 把旧版数据拷贝一份，写入 Undo Log 中。
  2. 把行的 DB_TRX_ID 更新为当前事务的 ID，并把 DB_ROLL_PTR 指向刚才写入 Undo Log 的那个旧版本。

这样，同一行数据在多次更新后，会形成一条从当前最新版本出发、通过回滚指针串连到各个历史版本的链条。例如：

当前版本 (tx_id=108)  ——>  历史版本1 (tx_id=105)  ——>  历史版本2 (tx_id=101)  ——>  原始版本 (tx_id=99)

这个链条就是 Undo Log 版本链。它存在的价值是：当需要读取一个旧版本时（比如可重复读隔离级别下的快照读），InnoDB 可以根据版本链，沿着指针一路往回找，直到找到一个对当前事务“可见”的版本。

这也解释了为什么长事务会让 Undo Log 膨胀：如果有一个老事务还活跃着，它可能还需要用到那些已被更新的旧版本，InnoDB 就不能清理掉它们，导致 Undo Log 越来越大。

Read View：事务启动时的“全局快照”

Read View 是事务进行快照读时生成的一个数据结构，它决定了在当前事务的视角下，哪些版本的数据是可见的。Read View 的核心内容包含：

  • m_ids：一个列表，记录生成 Read View 时，系统里所有“活跃中”（未提交）的事务 ID。
  • min_trx_id：活跃事务列表中最小的事务 ID。
  • max_trx_id：系统下一次要分配给新事务的 ID，也就是当前全局最大事务 ID + 1。
  • creator_trx_id：创建这个 Read View 的事务自己的 ID。

你可以把 Read View 想象成事务启动那一刻的“数据库状态快照”。它划了一条线：在它生成时就已经提交的事务，所做的修改对当前事务可见；尚未提交的事务，所做的修改不可见。

不同的隔离级别下，Read View 的生成时机不同：

  • 读已提交（Read Committed）：每次执行快照读时，都会生成一个新的 Read View。这意味着事务途中如果别的事务提交了，你能看到新的数据。
  • 可重复读（Repeatable Read）：在事务第一次执行快照读时生成一个 Read View，之后整个事务都复用这个 Read View。所以查询结果始终一致。

可见性判断规则：这个版本我能看到吗？

有了版本链和 Read View，InnoDB 就可以按照一套简单的规则来判断一个数据版本是否可见。判断一个版本（记为 trx_id）是否对当前事务可见，步骤如下：

  1. 如果 trx_id == creator_trx_id：

那就是自己修改的，当然可见。

  1. 如果 trx_id < min_trx_id：

说明修改这个版本的事务在生成 Read View 之前就已经提交了，可见。

  1. 如果 trx_id >= max_trx_id：

说明修改这个版本的事务是在 Read View 生成之后才开始的，不可见。

  1. 如果 min_trx_id <= trx_id < max_trx_id：

这个版本的事务 ID 落在活跃区间内，需要进一步判断：

  • 如果 trx_id 在 m_ids 列表中，说明该事务在 Read View 生成时还是活跃（未提交）的，不可见。
  • 如果 trx_id 不在 m_ids 列表中，说明这个事务在 Read View 生成时已经提交，可见。

用一句最通俗的话来总结：如果这个版本是由“在我启动前就已提交的事务”修改的，我就能看到；如果是由“我启动时还没提交的事务”或者“我启动后才开始的事务”修改的，我就看不到。

当判断当前最新版本不可见时，InnoDB 就会顺着 DB_ROLL_PTR 指针往版本链的上一个版本走，重复上述判断，直到找到一个可见的版本为止。如果一直找到头都没有可见版本（比如行第一次被一个不可见的事务插入），那么这条记录对当前事务来说就不存在。

一个简化的例子

假设有以下事件序列：

  • 事务 A（ID=100）开启并插入一行，提交。
  • 事务 B（ID=101）开启并修改该行，提交。
  • 事务 C（ID=102）开启。

此时，C 生成 Read View：

  • m_ids = [102]（因为 C 自己活跃，其他事务在 C 开始时应该加入活跃列表；A、B 已提交，所以不在）。
  • min_trx_id = 102，max_trx_id = 103（下一个事务 ID）。
  • creator_trx_id = 102。

当前行版本 trx_id = 101。判断：

  • 101 < min_trx_id (102)？是，条件成立，101 版本可见。因此事务 C 会看到事务 B 修改后的数据。

如果当时 B 还没提交（即 B 也在活跃列表里），那么 101 >= 102？不满足 < min_trx_id，但 101 < max_trx_id (103) 且 101 在 m_ids 中，就不可见，C 需要沿着版本链找到 trx_id=100 的版本，最终看到 A 插入的数据。

这就是 MVCC 如何让事务 C 在事务 B 尚未提交时，仍旧看到一致的旧版本；而在 B 提交后，又能看到最新数据。背后没有魔法，只是版本号、版本链和一份活跃事务清单的组合运用。

理解这一点后，你再回头看“可重复读为什么能避免不可重复读”就一目了然了：因为 Read View 只生成一次，不管别的事务怎么提交，判断规则得出的结果始终不变。而“读已提交”每次重新生成 Read View，自然就能看到后续提交的修改。