在谈及mvcc之前 我们需要了解以下知识

• 锁
• 共享锁【S锁】 又称读锁，若事务T对数据对象A加上S锁，则其它事务可以读A但不能修改A，其他事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁。这保证了其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。（表级锁）
• 排他锁【X锁】又称写锁。若事务T对数据对象A加上X锁，事务T可以读A也可以修改A，其他事务不能再对A加任何锁，直到T释放A上的锁。这保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。（行级锁）
• 快照读（Read View）、当前读
• 普通的select语句就是快照读 （不加任何锁）
• 使用了以下语句，则称为当前读

select lock in share mode（共享锁）
select for update（排他锁）
update（排他锁）
insert（排他锁）
delete（排他锁）

• undo log 日志
• 数据库事务开始之前，会将要修改的记录放到undo日志里，当事务回滚时或者数据库崩溃时，可以利用UndoLog撤销未提交事务对数据库产生的影响。
• 事务未提交之前，undolog保存的是未提交之前的版本数据，undolog中的数据可作为数据旧版本快照供其他并发事务进行快照读。

mvcc的实现原理

• 是基于undo log、版本链、readview实现，如下图所示
• trx_id:事务id，每进行一次事务操作，就会自增1
• roll_pointer:回滚指针，用于找到上一个版本的数据

readview结构

• 当我们select读取数据的时候，会生成一个 readview （RC隔离级别下，每一次生成一个， RR隔离级别下，事务开始的时候生成一个）
• 字段说明
• m_ids：当前系统中活跃事务的id列表，也就是未提交的事务
• min_trx_id：活跃事务中事务id最小的事务
• max_trx_id：生成此快照时预分配给下一事务的id，即trx_id+1
• creator_trx_id：生成当前快照时的事务id

select时如何选取数据版本

• 总共分为以下4步，如果符合，则在版本链中读取，否则继续查找 图示说明
• 

举个栗子

• 并发情况下、并且设置为RC隔离级别
• 版本链如下
• 
• 此时我们根据版本链的数据访问规则可以看出在第一个readview时我们select时姓名等于张三这条记录是我们能够读取的，同理第二个readview通过读取规则可以得出张小三是我们能够读取的
• 并发情况下，设置隔离级别为RR，此时其它的步骤都是相似的，不同的是在RR隔离级别下，仅在第一次执行快照读的时候生成readview,后续的快照读将复用此readview
• 此时如图示所示 只不过第一次和第二次生成的readview相同，因此读到的数据也是相同的
• 

总结

• 我们可以发现mvcc通过类似于版本控制而不加锁的方式避免了脏读、不可重复读、幻读，提高并发性能，但是我们发现它并不能完全阻止幻读的问题发生
• 这是因为 在同一个事务中如果多次select（快照读）可以复用readview,但是在当前事务中如果出现了当前读，那么readview会重新生成，因此此时mvcc就无能为力了，因此想要完全解决幻读，mysql就引出了 Next-Key Locks 的概念，将在下一节来说明 Next-Key Locks