什么是MVCC？
MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读-写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读
什么是当前读和快照读？
当前读是指读取的永远是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。select lock in share mode(共享锁), select for update ; update, insert ,delete(排他锁)这些操作都是一种当前读
快照读是指事务在启动的时候就“拍了一个快照”，快照的实现是基于每条数据都存在多个版本。快照读读到的不一定是最新的版本，可能会读到历史版本。不加锁的select操作就是快照读
MVCC的实现原理
隐式字段
每行记录除了我们自定义的字段外，还有数据库隐式定义的字段：
- DB_TRX_ID
6byte，最近修改(修改/插入)事务ID：记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务 - DB_ROLL_PTR
7byte，回滚指针，指向这条记录的上一个版本（存储于rollback segment里） - DB_ROW_ID
6byte，隐含的自增ID（隐藏主键），如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引 - 实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了
undo log
InnoDB里边每行数据都会存在多个版本。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且新的数据版本可以通过DB_ROLL_PTR找到旧的数据版本。
如图所示：就是一个记录被多个事务连续更新后的状态。
图中的黄色区域就是undo log；图中展示了同一行数据的5个版本，当前最新的版本为V5，value=5,它是被transaction id为10的事务更新的。
V1~V4并不是物理上真是存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的。
read view
按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。
因此，一个事务只需要在启动的时候声明说，“以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认；如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本”。
当然，如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。
在实现上， InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。数组里面事务 ID 的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。
这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。而数据版本的可见性规则，就是基于数据的 db_trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。
MVCC实现的整体流程
1.理解begin/start transcation和start transaction with consistent snapshot的区别
为什么要先理解这两个命令的区别呢？因为后面我们的演示用例会用到。
| 事务A | 事务B |
|---|---|
| start transacton | |
| update keyvalue set value=2 where key=1; | |
| select * from keyvalue; |
- 根据上一篇的结论，MySql默认的事务隔离级别为可重复读,autocommit=1，然后按照上图中的步骤依次执行，从结果可以看出来start transaction命令并没有真正的开启一个事务，因为事务B执行更新之后，事务A直接查到了事务B的更新，按照事务隔离级别为可重复读，开启事务A之后，事务A应该是读不到事务B的更新的。
猜想：start transaction命令并不是一个事务的起点，在执行到它之后的第一个操作InnoDB表的语句，事务才真正的启动。
按照这个猜想继续往下执行4和5，果然，这一次事务B的更新，在事务A中查不到了
那么，如果想要马上启动一个事务，可以使用start transaction with consistent snapshot命令
2.db_trx_id 和一致性视图的对比过程
| 事务A | 事务B | 事务C |
|---|---|---|
| start transaction with consistent snapshot; | ||
| start transaction with consistent snapshot; | ||
update keyvalue set value=value+1 where key=1; |
||
update keyvalue set value=value+1 where key=1; |
||
select value from keyvalue where key=1; |
||
select value from keyvalue where key=1; |
||
| commit; |
假设在执行这三个事务之前，key=1对应的value=1，分析事物A的语句返回的结果是什么？为什么？
这里我们不妨假设：
1.事务A开始前，系统里边只有一个活跃的事务ID是99；
2.事务A，B，C的版本号分别是100，101，102，且当前系统中只有这四个事务；
3.三个事务开始前，(1,1)这行数据的db_trx_id是90
这样事务A的视图数组就是[99,100]，事务B的视图数组是[99,100,101]，事务C的视图数组是[99,100,101,102]
从图中可以看到，第一个有效更新的事务C，把数据从(1,1)改成(1,2)。这时候，这个数据的最新版本的db_trx_id是102，而90这个版本已经成为了历史版本
第二个有效更新是事务B，把数据从(1,2)变成了(1,3)。这时候，这个数据的最新版本的db_trx_id是101，而102又成为了历史版本。
现在事务A要来读数据了，它的视图数组是[99,100]。
- 找到(1,3)，判断db_trx_id=101，大于100，不可见
- 接着，找到上一个历史版本，一看db_trx_id=102，大于100，不可见
- 再往前找，终于找到了(1,1)，它的db_trx_id=90，小于99，可见
这样执行下来，虽然期间这一行数据被修改过，但是事务A不论在什么时候查询，看到的这行数据的结果，都是一致的，所以我们称之为一致性读。
3.更新逻辑与当前读
细心的同学可能会有疑问：
事务 B 的 update 语句，如果按照一致性读，好像结果不对哦？
事务B的视图数组是先生成的，之后事务C才提交，不是应该看不见(1,2)吗？怎么能算出来(1,3)来？
是的，如果事务 B 在更新之前查询一次数据，这个查询返回的value的值确实是 1。
但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务C的更新就丢失了。因此，事务B此时的set value=value+1 是在(1,2)的基础上进行的操作。
所以，这里就用到了这样一条规则：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。
因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是(1,2)，更新后生成了新版本的数据(1,3)，这个新版本的 db_trx_id是101。所以，在执行事务B查询语句的时候，一看自己的版本号是101，最新数据的版本号也是101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的value的值是 3。
这里我们提到了一个概念，叫作当前读。
其实，除了update语句外，select语句如果加锁，也是当前读。所以，如果把事务A的查询语句select value from keyvalue where key=1;修改一下，加上lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的value的值是3。下面这两个 select语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）。
select `value` from keyvalue where `key`=1 lock in share mode;
select `value` from keyvalue where `key`=1 for update;
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