1. 什么是 MVCC
MVCC 全称是 Multi-Version Concurrency Control（多版本并发控制），是一种并发控制的方法，通过维护一个数据的多个版本，减少读写操作的冲突。
如果没有 MVCC，想要实现同一条数据的并发读写，还要保证数据的安全性，就需要操作数据的时候加读锁和写锁，这样就降低了数据库的并发性能。
有了 MVCC，就相当于把同一份数据生成了多个版本，在操作的开始各生成一个快照，读写操作互不影响。无需加锁，也实现数据的安全性和事务的隔离性。
事务的四大特性中隔离性就是基于 MVCC 实现的。
说 MVCC 的实现原理之前，先说一下事务的隔离级别。
2. 事务的隔离级别
说隔离级别之前，先说一下并发事务产生的问题：
脏读： 一个事务读到其他事务未提交的数据。
不可重复读： 相同的查询条件，多次查询到的结果不一致，即读到其他事务提交后的数据。
幻读： 相同的查询条件，多次查询到的结果不一致，即读到其他事务提交后的数据。
不可重复读与幻读的区别是： 不可重复读是读到了其他事务执行 update、delete 后的数据，而幻读是读到其他事务执行 insert 后的数据。
再说一下事务的四大隔离级别：
Read UnCommitted（读未提交）： 读到其他事务未提交的数据，会出现脏读、不可重复读、幻读。
Read Committed（读已提交）： 读到其他事务已提交的数据，解决了脏读，会出现不可重复读、幻读。
Repeatable Read（可重复读）： 相同的条件，多次读取到的结果一致。解决了脏读、不可重复读，会出现幻读。
Serializable（串行化）： 所有事务串行执行，解决了脏读、不可重复读、幻读。
MVCC 只在 Read Committed 和 Repeatable Read 两个隔离级别下起作用，因为 Read UnCommitted 隔离级别下，读写都不加锁，Serializable 隔离级别下，读写都加锁，也就不需要 MVCC 了。
再谈一下 Undo log 日志。
3. Undo Log（回滚日志）
Undo Log 记录的是逻辑日志，也就是 SQL 语句。
比如：当我们执行一条 insert 语句时，Undo Log 就记录一条相反的 delete 语句。
作用：
-
回滚事务时，恢复到修改前的数据。
-
实现 MVCC 。
事务四大特性中原子性也是基于 Undo Log 实现的。
下面开始谈一下 MVCC 的实现原理。
4. MVCC 的实现原理
4.1 当前读和快照读
先普及一下什么是当前读和快照读。
当前读： 读取数据的最新版本，并对数据进行加锁。
例如：insert、update、delete、select for update、 select lock in share mode。
快照读： 读取数据的历史版本，不对数据加锁。
例如：select
MVCC 是基于 Undo Log、隐藏字段、Read View（读视图）实现的。
4.2 隐藏字段
先说一下 MySQL 的隐藏字段，当我们创建一张表时，InnoDB 引擎会增加 2 个隐藏字段。
DB_TRX_ID（最近一次提交事务的 ID）：修改表数据时，都会提交事务，每个事务都有一个唯一的 ID，这个字段就记录了最近一次提交事务的 ID。
DB_ROLL_PTR（上个版本的地址）：修改表数据时，旧版本的数据都会被记录到 Undo Log 日志中，每个版本的数据都有一个版本地址，这个字段记录的就是上个版本的地址。
4.3 版本链
当我们第一次往用户表插入一条记录时，表数据和隐藏字段的值是下面这样的：
insert into user (name,age) values ('一灯',1);
事务 ID（DB_TRX_ID）是 1，上个版本地址（DB_ROLL_PTR）是 null。
第二次提交事务，把用户年龄加 1。
update user set age=age+1 where id=1;
事务 ID 变成 2，上个版本地址指向 Undo Log 中的记录。
第三次提交事务，再把用户年龄加 1。
update user set age=age+1 where id=1;
事务 ID 变成 3，上个版本地址指向 Undo Log 中事务 ID 为 2 的记录。
这样表记录和 Undo Log 历史数据就组成了一个版本链。
4.4 Read View（读视图）
在事务中，执行 SQL 查询，就会生成一个读视图，是用来保证数据的可见性，即读到 Undo Log 中哪个版本的数据。
快照读一般是读取的历史版本的读视图，当前图会生成一个最新版本的读视图。
读视图是基于下面几个字段实现的：
m_ids ：当前系统中活跃的事务 ID 集合，即未提交的事务。
min_trx_id ：m_ids 中最小的 ID
max_trx_id ：下一个要分配的事务 ID
creator_trx_id: 当前事务 ID
读视图决定当前事务能读到哪个版本的数据，从表记录到 Undo Log 历史数据的版本链，依次匹配，满足哪个版本的匹配规则，就能读到哪个版本的数据，一旦匹配成功就不再往下匹配。
数据可见性规则：
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DB_TRX_ID = creator_trx_id 如果这个版本数据的事务 ID 等于当前事务 ID，表示数据记录的最后一次操作的事务就是当前事务，当前读视图可以读到这个版本的数据。
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DB_TRX_ID < min_trx_id 如果这个版本数据的事务 ID 小于所有活跃事务 ID，表示这个版本的数据不再被事务使用，即事务已提交，当前读视图可以读到这个版本的数据。
-
DB_TRX_ID >= max_trx_id 如果这个版本数据的事务 ID 大于等于下一个要分配的事务 ID，表示有新事务更新了这个版本的数据，这种情况下，当前读视图不可以读到这个版本的数据。
-
min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id 如果这个版本数据的事务 ID 在当前系统中活跃的事务 ID 集合（m_ids）里面，表示这个版本的数据被其他事务更新过，当前读视图不可以读到这个版本的数据。如果这个版本数据的事务 ID 不在当前系统中活跃的事务 ID 集合（m_ids）里面，表示是在其他事务提交后创建的读视图，当前读视图可以读到这个版本的数据。
5. 不同隔离级别下可见性分析
在不同的事务隔离级别下，生成读视图的规则不同：
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READ COMMITTED（读已提交） ：在事务中每一次执行快照读时都生成一个读视图，每个读视图中四个字段的值都是不同的。
-
REPEATABLE READ（可重复读）：仅在事务中第一次执行快照读时生成读视图，后续复用这个读视图。
5.1 READ COMMITTED（读已提交）
设置 MySQL 隔离级别为读已提交：
SET session TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
执行两个事务，验证一下：
事务 1 第一次查询时，会生成一个读视图，读视图的各个属性如下：
可见的版本链数据是：
符号规则 DB_TRX_ID = creator_trx_id = 1，可以看到当前版本的数据。
事务 1 第二次查询时，会生成一个新的读视图，读视图的各个属性如下：
可见的版本链数据是：
符号规则 min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（1<=2<3），并且当前数据版本的事务 ID 不在当前系统中活跃的事务 ID 集合，可以看到当前版本的数据。
同一个事务内，相同的查询条件，查询到的数据不一致，查到了其他事务更新过的数据，也就是出现了不可重复读的情况。
再看一下，在可重复读隔离级别下，是怎么解决这个问题的。
5.2 REPEATABLE READ（可重复读）
设置 MySQL 隔离级别为可重复读：
SET session TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
执行两个事务，验证一下：
事务 1 第一次查询时，会生成一个读视图，读视图的各个属性如下：
可见的版本链数据是：
符号规则 DB_TRX_ID = creator_trx_id = 1，可以看到当前版本的数据。
事务 1 第二次查询时，会复用原有的读视图，读视图的各个属性如下：
可见的版本链数据是：
符号规则 min_trx_id <= DB_TRX_ID < max_trx_id（1<=2<3），并且当前数据版本的事务 ID 在当前系统中活跃的事务 ID 集合，所以是不可以看到当前版本的数据。
由此得知，可重复读隔离级别下，相同的查询条件，两次查询到的结果相同，也就是解决了可重复读的问题，是通过复用原有的读视图的方式解决的。