MVCC(Multi Version Concurrency Control的简称)，代表多版本并发控制。与MVCC相对的，是基于锁的并发控制，Lock-Based Concurrency Control)。
MVCC最大的优势：读不加锁，读写不冲突。在读多写少的OLTP应用中，读写不冲突是非常重要的，极大的增加了系统的并发性能
(OLTP(on-line transaction processing)翻译为联机事务处理， OLAP(On-Line Analytical Processing)翻译为联机分析处理，从字面上来看OLTP是做事务处理，OLAP是做分析处理。从对数据库操作来看，OLTP主要是对数据的增删改，OLAP是对数据的查询。)
了解MVCC前，我们先学习下Mysql架构和数据库事务隔离级别
MYSQL 架构
MySQL从概念上可以分为四层，顶层是接入层，不同语言的客户端通过mysql的协议与mysql服务器进行连接通信，接入层进行权限验证、连接池管理、线程管理等。下面是mysql服务层，包括sql解析器、sql优化器、数据缓冲、缓存等。再下面是mysql中的存储引擎层，mysql中存储引擎是基于表的。最后是系统文件层，保存数据、索引、日志等。
事务隔离级别
大家都知道数据库事务具备ACID特性，即Atomicity(原子性) Consistency(一致性), Isolation(隔离性), Durability(持久性)
原子性：要执行的事务是一个独立的操作单元，要么全部执行，要么全部不执行
一致性：事务的一致性是指事务的执行不能破坏数据库的一致性，一致性也称为完整性。一个事务在执行后，数据库必须从一个一致性状态转变为另一个一致性状态。
隔离性：多个事务并发执行时，一个事务的执行不应影响其他事务的执行，SQL92规范中对隔离性定义了不同的隔离级别：
读未提交(READ UNCOMMITED)->读已提交(READ COMMITTED)->可重复读(REPEATABLE READ)->序列化(SERIALIZABLE)。隔离级别依次增强，但是导致的问题是并发能力的减弱。
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 | 概念 |
|---|---|---|---|---|
| READ UNCOMMITED | √ | √ | √ | 事务能够看到其他事务没有提交的修改，当另一个事务又回滚了修改后的情况，又被称为脏读dirty read |
| READ COMMITTED | × | √ | √ | 事务能够看到其他事务提交后的修改，这时会出现一个事务内两次读取数据可能因为其他事务提交的修改导致不一致的情况，称为不可重复读 |
| REPEATABLE READ | × | × | √ | 事务在两次读取时读取到的数据的状态是一致的 |
| SERIALIZABLE | × | × | × | 可重复读中可能出现第二次读读到第一次没有读到的数据，也就是被其他事务插入的数据，这种情况称为幻读phantom read, 该级别中不能出现幻读 |
大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMITTED(但MySQL不是)，InnoDB存储引擎默认隔离级别REPEATABLE READ，通过多版本并发控制(MVCC，Multiversion Concurrency Control)解决了幻读的问题。
MYSQL 事务日志
事务日志可以帮助提高事务的效率。使用事务日志，存储引擎在修改表的数据时只需要修改其内存拷贝，再把该修改行为记录到持久在硬盘上的事务日志中，而不用每次都将修改的数据本身持久到磁盘。事务日志采用的是追加的方式，因此写日志的操作是磁盘上一小块区域内的顺序I/O，而不像随机I/O需要在磁盘的多个地方移动磁头，所以采用事务日志的方式相对来说要快得多。事务日志持久以后，内存中被修改的数据在后台可以慢慢地刷回到磁盘。目前大多数存储引擎都是这样实现的，我们通常称之为预写式日志(Write-Ahead Logging)，修改数据需要写两次磁盘。
如果数据的修改已经记录到事务日志并持久化，但数据本身还没有写回磁盘，此时系统崩溃，存储引擎在重启时能够自动恢复这部分修改的数据。
MySQL Innodb中跟数据持久性、一致性有关的日志，有以下几种：
Bin Log:是mysql服务层产生的日志，常用来进行数据恢复、数据库复制，常见的mysql主从架构，就是采用slave同步master的binlog实现的
Redo Log:记录了数据操作在物理层面的修改，mysql中使用了大量缓存，修改操作时会直接修改内存，而不是立刻修改磁盘，事务进行中时会不断的产生redo log，在事务提交时进行一次flush操作，保存到磁盘中。当数据库或主机失效重启时，会根据redo log进行数据的恢复，如果redo log中有事务提交，则进行事务提交修改数据。redo log 会进行两次提交，其中binLog发生在两次提交中间防止提交失败。
Undo Log: 除了记录redo log外，当进行数据修改时还会记录undo log，undo log用于数据的撤回操作，它记录了修改的反向操作，比如，插入对应删除，修改对应修改为原来的数据，通过undo log可以实现事务回滚，并且可以根据undo log回溯到某个特定的版本的数据，实现MVCC
MVCC实现
MVCC是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间(或删除时间)。当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号(system version number)。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。
下面看一下在REPEATABLE READ隔离级别下，MVCC具体是如何操作的。
- SELECT
InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录：
InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号)，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的。行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。
只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询结果
- INSERT
InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。
- DELETE
InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。
UPDATE
插入一条新纪录，保存当前事务版本号为行创建版本号，同时保存当前事务版本号到原来删除的行，实际上这里的更新是通过delete和insert实现的。
InnoDB为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。
保存这两个额外系统版本号，使大多数读操作都可以不用加锁。这样设计使得读数据操作很简单，性能很好，并且也能保证只会读取到符合标准的行，不足之处是每行记录都需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作，以及一些额外的维护工作
举例说明
- create table mvcctest(
- id int primary key auto_increment,
- name varchar(20));
transaction 1:
- start transaction;
- insert into mvcctest values(NULL,'mi');
- insert into mvcctest values(NULL,'kong');
- commit;
假设系统初始事务ID为1；
| ID | NAME | 创建时间 | 过期时间 |
|---|---|---|---|
| 1 | mi | 1 | undefined |
| 2 | kong | 1 | undefined |
transaction 2:
- start transaction;
- select * from mvcctest; //(1)
- select * from mvcctest; //(2)
- commit
SELECT
假设当执行事务2的过程中，准备执行语句(2)时，开始执行事务3：
transaction 3:
- start transaction;
- insert into mvcctest values(NULL,'qu');
- commit;
| ID | NAME | 创建时间 | 过期时间 |
|---|---|---|---|
| 1 | mi | 1 | undefined |
| 2 | kong | 1 | undefined |
| 3 | qu | 3 | undefined |
事务3执行完毕，开始执行事务2 语句2，由于事务2只能查询创建时间小于等于2的，所以事务3新增的记录在事务2中是查不出来的，这就通过乐观锁的方式避免了幻读的产生
UPDATE
假设当执行事务2的过程中，准备执行语句(2)时，开始执行事务4：
transaction session 4:
- start transaction;
- update mvcctest set name = 'fan' where id = 2;
- commit;
InnoDB执行UPDATE，实际上是新插入了一行记录，并保存其创建时间为当前事务的ID，同时保存当前事务ID到要UPDATE的行的删除时间
| ID | NAME | 创建时间 | 过期时间 |
|---|---|---|---|
| 1 | mi | 1 | undefined |
| 2 | kong | 1 | 4 |
| 2 | fan | 4 | undefined |
事务4执行完毕，开始执行事务2 语句2，由于事务2只能查询创建时间小于等于2的，所以事务修改的记录在事务2中是查不出来的，这样就保证了事务在两次读取时读取到的数据的状态是一致的
DELETE
假设当执行事务2的过程中，准备执行语句(2)时，开始执行事务5：
transaction session 5:
- start transaction;
- delete from mvcctest where id = 2;
- commit;
| ID | NAME | 创建时间 | 过期时间 |
|---|---|---|---|
| 1 | mi | 1 | undefined |
| 2 | kong | 1 | 5 |
事务5执行完毕，开始执行事务2 语句2，由于事务2只能查询创建时间小于等于2、并且过期时间大于等于2，所以id=2的记录在事务2 语句2中，也是可以查出来的,这样就保证了事务在两次读取时读取到的数据的状态是一致的
那么mysql 可重复度可以解决幻读么？
可重读不能完全解决幻读。先了解一下概念
快照读和当前读
通过MVCC机制，虽然让数据变得可重复读，但我们读到的数据可能是历史数据，不是数据库最新的数据。这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)，而读取数据库最新版本数据的方式，叫当前读 (current read)。
select 快照读
当执行select操作是innodb默认会执行快照读，会记录下这次select后的结果，之后select 的时候就会返回这次快照的数据，即使其他事务提交了不会影响当前select的数据，这就实现了可重复读了。快照的生成当在第一次执行select的时候，也就是说假设当A开启了事务，然后没有执行任何操作，这时候B insert了一条数据然后commit,这时候A执行 select，那么返回的数据中就会有B添加的那条数据。之后无论再有其他事务commit都没有关系，因为快照已经生成了，后面的select都是根据快照来的。
当前读
对于会对数据修改的操作(update、insert、delete)都是采用当前读的模式。在执行这几个操作时会读取最新的记录，即使是别的事务提交的数据也可以查询到。假设要update一条记录，但是在另一个事务中已经delete掉这条数据并且commit了，如果update就会产生冲突，所以在update的时候需要知道最新的数据。
上文提到的例子似乎已经解决了幻读，下面举一个例子
准备数据
| id | name |
|---|---|
| 1 | 后勤部 |
| 事物 1 | 事物 2 |
|---|---|
| begin | begin |
| select * from dept | |
| insert into dept(name) values("研发部") | |
| commit | |
| update dept set name="财务部"(工作中如果不想被辞退一定要写where条件) | |
| commit |
期望结果：
| id | name |
|---|---|
| 1 | 财务部 |
| 2 | 研发部 |
实际结果：
| id | name |
|---|---|
| 1 | 财务部 |
| 2 | 财务部 |
本来我们希望得到的结果只是第一条数据的部门改为财务，但是结果确实两条数据都被修改了。这种结果告诉我们其实在MySQL可重复读的隔离级别中并不是完全解决了幻读的问题，而是解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，就是说MVCC对于幻读的解决时不彻底的，结合上面快照当前读的概念也不难理解了。
