1、MVCC
MVCC，全稱Multi-Version Concurrency Control，即多版本並發控制。MVCC是一種並發控制的方法，一般在數據庫管理系統中，實現對數據庫的並發訪問，在編程語言中實現事務內存。MVCC在MySQL InnoDB中的實現主要是為了提高數據庫並發性能，用更好的方式去處理讀寫沖突，做到即使有讀寫沖突時，也能做到不加鎖，非阻塞並發讀
2、當前讀
select lock in share mode(共享鎖)、select for update 、 update、insert 、delete(排他鎖)這些操作都是一種當前讀，為什么叫當前讀？就是它讀取的是記錄的最新版本，讀取時還要保證其他並發事務不能修改當前記錄，會對讀取的記錄進行加鎖
3、快照讀
不加鎖的select操作就是快照讀，即不加鎖的非阻塞讀，提高數據庫的並發查詢能力；快照讀的前提是隔離級別不是串行級別，串行級別下的快照讀會退化成當前讀；之所以出現快照讀的情況，是基於提高並發性能的考慮，快照讀的實現是基於多版本並發控制，即MVCC,可以認為MVCC是行鎖的一個變種，但它在很多情況下，避免了加鎖操作，降低了開銷；既然是基於多版本，即快照讀可能讀到的並不一定是數據的最新版本，而有可能是之前的歷史版本
4、當前讀、快照讀、MVCC關系
MVCC多版本並發控制指的是維持一個數據的多個版本，使得讀寫操作沒有沖突，快照讀是MySQL為實現MVCC的一個非阻塞讀功能。MVCC模塊在MySQL中的具體實現是由三個隱式字段，undo日志、read view三個組件來實現的
5、MVCC解決的問題
數據庫並發場景有三種，分別為：
1、讀讀：不存在任何問題，也不需要並發控制
2、讀寫：有線程安全問題，可能會造成事務隔離性問題，可能遇到臟讀、幻讀、不可重復讀
3、寫寫：有線程安全問題，可能存在更新丟失問題
MVCC是一種用來解決讀寫沖突的無鎖並發控制，也就是為事務分配單項增長的時間戳，為每個修改保存一個版本，版本與事務時間戳關聯，讀操作只讀該事務開始前的數據庫的快照，所以MVCC可以為數據庫解決以下問題：
1、在並發讀寫數據庫時，可以做到在讀操作時不用阻塞寫操作，寫操作也不用阻塞讀操作，提高了數據庫並發讀寫的性能
2、解決臟讀、幻讀、不可重復讀等事務隔離問題，但是不能解決更新丟失問題
6、MVCC實現原理
MVCC的實現原理主要依賴於記錄中的三個隱藏字段，undolog，read view來實現的
隱藏字段：每行記錄除了我們自定義的字段外，還有數據庫隱式定義的DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR、DB_ROW_ID等字段
DB_TRX_ID：6字節，最近修改事務id，記錄創建這條記錄或者最后一次修改該記錄的事務id
DB_ROLL_PTR：7字節，回滾指針，指向這條記錄的上一個版本,用於配合undolog，指向上一個舊版本
DB_ROW_ID：6字節，隱藏的主鍵，如果數據表沒有主鍵，那么innodb會自動生成一個6字節的row_id，
undo log：回滾日志，表示在進行insert，delete，update操作的時候產生的方便回滾的日志
當進行insert操作的時候，產生的undolog只在事務回滾的時候需要，並且在事務提交之后可以被立刻丟棄；
當進行update和delete操作的時候，產生的undolog不僅僅在事務回滾的時候需要，在快照讀的時候也需要，所以不能隨便刪除，只有在快照讀或事務回滾不涉及該日志時，對應的日志才會被purge線程統一清除（當數據發生更新和刪除操作的時候都只是設置一下老記錄的deletedbit，並不是真正的將過時的記錄刪除，因為為了節省磁盤空間，innodb有專門的purge線程來清除deletedbit為true的記錄，如果某個記錄的deleted_id為true，並且DB_TRXI_D相對於purge線程的read view 可見，那么這條記錄一定時可以被清除的）；
不同事務或者相同事務的對同一記錄的修改，會導致該記錄的undolog生成一條記錄版本線性表，即鏈表，undolog的鏈首就是最新的舊記錄，鏈尾就是最早的舊記錄
Read View：Read View是事務進行快照讀操作的時候生產的讀視圖，在該事務執行快照讀的那一刻，會生成一個數據系統當前的快照，記錄並維護系統當前活躍事務的id，事務的id值是遞增的
其實Read View的最大作用是用來做可見性判斷的，也就是說當某個事務在執行快照讀的時候，對該記錄創建一個Read View的視圖，把它當作條件去判斷當前事務能夠看到哪個版本的數據，有可能讀取到的是最新的數據，也有可能讀取的是當前行記錄的undolog中某個版本的數據
Read View遵循的可見性算法主要是將要被修改的數據的最新記錄中的DB_TRX_ID（當前事務id）取出來，與系統當前其他活躍事務的id去對比，如果DB_TRX_ID跟Read View的屬性做了比較，不符合可見性，那么就通過DB_ROLL_PTR回滾指針去取出undolog中的DB_TRX_ID做比較，即遍歷鏈表中的DB_TRX_ID，直到找到滿足條件的DB_TRX_ID,這個DB_TRX_ID所在的舊記錄就是當前事務能看到的最新老版本數據。Read View的可見性規則如下所示，首先要知道Read View中的三個全局屬性：
trx_list：一個數值列表，用來維護Read View生成時刻系統正活躍的事務ID
uplimitid：記錄trx_list列表中事務ID最小的ID
lowlimitid：Read View生成時刻系統尚未分配的下一個事務ID
具體的比較規則如下：
1、首先比較DB_TRX_ID < uplimitid,如果小於，則當前事務能看到DB_TRX_ID所在的記錄，如果大於等於進入下一個判斷
2、接下來判斷DB_TRX_ID >= lowlimitid,如果大於等於則代表DB_TRX_ID所在的記錄在Read View生成后才出現的，那么對於當前事務肯定不可見，如果小於，則進入下一步判斷
3、判斷DB_TRX_ID是否在活躍事務中，如果在，則代表在Read View生成時刻，這個事務還是活躍狀態，還沒有commit，修改的數據，當前事務也是看不到，如果不在，則說明這個事務在Read View生成之前就已經開始commit，那么修改的結果是能夠看見的
7、RC、RR級別下的InnoDB快照讀有什么不同
因為Read View生成時機的不同，從而造成RC、RR級別下快照讀的結果的不同
1、在RR級別下的某個事務的對某條記錄的第一次快照讀會創建一個快照即Read View,將當前系統活躍的其他事務記錄起來，此后在調用快照讀的時候，還是使用的是同一個Read View,所以只要當前事務在其他事務提交更新之前使用過快照讀，那么之后的快照讀使用的都是同一個Read View,所以對之后的修改不可見
2、在RR級別下，快照讀生成Read View時，Read View會記錄此時所有其他活動和事務的快照，這些事務的修改對於當前事務都是不可見的，而早於Read View創建的事務所做的修改均是可見
3、在RC級別下，事務中，每次快照讀都會新生成一個快照和Read View,這就是我們在RC級別下的事務中可以看到別的事務提交的更新的原因
總結：在RC隔離級別下，是每個快照讀都會生成並獲取最新的Read View，而在RR隔離級別下，則是同一個事務中的第一個快照讀才會創建Read View，之后的快照讀獲取的都是同一個Read View