InnoDB是支持MVCC多版本一致性读的，因此和其他实现了MVCC的系统如Oracle，PostgreSQL一样，读不会阻塞写，写也不会阻塞读。虽然同样是MVCC，各家的实现是不太一样的。Oracle通过在block头部的事务列表，和记录中的锁标志位，加上回滚段，个人认为实现上是最优雅的方式。 而PostgreSQL则更是将多个版本的数据都放在表中，而没有单独的回滚段，导致的一个结果是回滚非常快，却付出了查询性能降低的代价。
InnoDB的实现更像Oracle，同样是将数据的旧版本存放在单独的回滚段中，但是也有不同。之前还以为整体实现都会跟Oracle不会有太大的出入，也一直没有太在意去看具体实现。今晚晚上下班准备回家时，刚好路过几个同事在交流分享这个问题，遇到一个疑问：
我们知道，InnoDB表会有三个隐藏字段，6字节的DB_ROW_ID，6字节的DB_TX_ID，7字节的DB_ROLL_PTR（指向对应回滚段的地址），这个可以通过innodb monitor看到，当然如果你熟悉innodb文件结构，也可以直接od ibd文件来验证。一致性读主要跟后两者有关系。InnoDB内部维护了一个递增的tx id counter，其当前值可以通过show engine innodb status获得
echo "show engine innodb status\G" | mysql -uroot | grep "Trx id counter"
假设有一个表，当前已经有两条记录。这时候我们开始一个实验，开启两个session，A和B，都设置autocommit=0
MySQL>set global autocommit=0;
T1时间：
A开始一个事务，执行一条select，可以看到已有的两条记录，show engine innodb status可以知道A的tx id，假设为7430
T2时间：
B开始一个事务，执行一条select，可以看到已有的两条记录，可以知道B的tx id，为7431
T3时间：
A中insert一条记录，此时A再select能看到，所以返回三条记录，而B无法看到，还是返回两条记录。
T4时间：
A中执行commit提交事务，分别在A和B中select，得到的结果和T3时间相同。
Ok，假设一致性读是根据事务先后，也就是tx id来比较的话，如果B事务的一致性读是通过B的tx id即7431来和A事务中insert的这条记录的tx id即7430来比较的话，由于A.tx_id < B.tx_id，那么B应该能都到A的记录（tx id是递增的，所以越小说明事务越早开始），但如果能读到，则显然不符合多版本一致性。
因此结果是正确的，那么就是InnoDB的一致性读的实现方式不是像我们按照经验来测试的那样了。通过google和察看代码，原来InnoDB还真是有一个感觉上很山寨的设计，由于tx id是事务一开始就分配的，事务中的变化也没有记录一个类似于Oracle的SCN的逻辑时钟，于是由了如下的实现：
InnoDB每个事务在开始的时候，会将当前系统中的活跃事务列表（trx_sys->trx_list）创建一个副本（read view），然后一致性读去比较记录的tx id的时候，并不是根据当前事务的tx id，而是根据read view最早一个事务的tx id（read view->up_limit_id）来做比较的，这样就能确保在事务B之前没有提交的所有事务的变更，B事务都是看不到的。当然，这里还有个小问题要处理一下，就是当前事务自身的变更还是需要看到的。
有兴趣的可以去仔细看看代码的实现，在storage/innobase/read/read0read.c中实现了创建read view的函数read_view_open_now，在storage/innobase/include/read0read.ic中实现了判断一致性读是否可见的read_view_sees_trx_id。以下代码摘自5.5.8：
UNIV_INTERN
read_view_t*
read_view_open_now(
/*===============*/
trx_id_t cr_trx_id, /*!< in: trx_id of creating
transaction, or 0 used in purge */
mem_heap_t* heap) /*!< in: memory heap from which
allocated */
{
read_view_t* view;
trx_t* trx;
ulint n;
ut_ad(mutex_own(&kernel_mutex));
view = read_view_create_low(UT_LIST_GET_LEN(trx_sys->trx_list), heap);
view->creator_trx_id = cr_trx_id;
view->type = VIEW_NORMAL;
view->undo_no = 0;
/* No future transactions should be visible in the view */
view->low_limit_no = trx_sys->max_trx_id;
view->low_limit_id = view->low_limit_no;
n = 0;
trx = UT_LIST_GET_FIRST(trx_sys->trx_list);
/* No active transaction should be visible, except cr_trx */
while (trx) {
if (trx->id != cr_trx_id
&& (trx->conc_state == TRX_ACTIVE
|| trx->conc_state == TRX_PREPARED)) {
read_view_set_nth_trx_id(view, n, trx->id);
n++;
/* NOTE that a transaction whose trx number is <
trx_sys->max_trx_id can still be active, if it is
in the middle of its commit! Note that when a
transaction starts, we initialize trx->no to
IB_ULONGLONG_MAX. */
if (view->low_limit_no > trx->no) {
view->low_limit_no = trx->no;
}
}
trx = UT_LIST_GET_NEXT(trx_list, trx);
}
view->n_trx_ids = n;
if (n > 0) {
/* The last active transaction has the smallest id: */
view->up_limit_id = read_view_get_nth_trx_id(view, n - 1);
} else {
view->up_limit_id = view->low_limit_id;
}
UT_LIST_ADD_FIRST(view_list, trx_sys->view_list, view);
return(view);
}
UNIV_INLINE
ibool
read_view_sees_trx_id(
/*==================*/
const read_view_t* view, /*!< in: read view */
trx_id_t trx_id) /*!< in: trx id */
{
ulint n_ids;
ulint i;
if (trx_id < view->up_limit_id) {
return(TRUE);
}
if (trx_id >= view->low_limit_id) {
return(FALSE);
}
/* We go through the trx ids in the array smallest first: this order
may save CPU time, because if there was a very long running
transaction in the trx id array, its trx id is looked at first, and
the first two comparisons may well decide the visibility of trx_id. */
n_ids = view->n_trx_ids;
for (i = 0; i < n_ids; i++) {
trx_id_t view_trx_id
= read_view_get_nth_trx_id(view, n_ids - i - 1);
if (trx_id <= view_trx_id) {
return(trx_id != view_trx_id);
}
}
return(TRUE);
}
参考：
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.1/en/innodb-multi-versioning.html
http://wangyuanzju.blog.163.com/blog/static/130292009107101544125/
http://bbs.chinaunix.net/thread-1773206-1-1.html
[54] 