系统原理-MVCC
- 在SQL标准中，RR是无法避免幻读问题的，但是InnoDB实现的RR避免了幻读问题。
- RR解决脏读、不可重复读、幻读等问题，使用的是MVCC：MVCC全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并发控制协议。
- 多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control, MVCC）是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎实现隔离级别的一种具体方式，用于实现提交读和可重复读这两种隔离级别。
基本思想
加锁能解决多个事务同时执行时出现的并发一致性问题。在实际场景中读操作往往多于写操作，因此又引入了读写锁来避免不必要的加锁操作，例如读和读没有互斥关系。读写锁中读和写操作仍然是互斥的，而 MVCC 利用了多版本的思想，写操作更新最新的版本快照，而读操作去读旧版本快照，没有互斥关系，这一点和 CopyOnWrite 类似。
在 MVCC 中事务的修改操作（DELETE、INSERT、UPDATE）会为数据行新增一个版本快照。
脏读和不可重复读最根本的原因是事务读取到其它事务未提交的修改。在事务进行读取操作时，为了解决脏读和不可重复读问题，MVCC 规定只能读取已经提交的快照。当然一个事务可以读取自身未提交的快照，这不算是脏读。
特点：在同一时刻，不同事务读取到的数据可能是不同的（即多版本）
实现：通过保存数据在某个时间点的快照来实现
版本号
- 系统版本号SYS_ID：递增数字，每开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增。
- 事务版本号TRX_ID：事务开始时的系统版本号。
Undo日志
MVCC 的多版本指的是多个版本的快照，快照存储在 Undo 日志中，该日志通过回滚指针 ROLL_PTR 把一个数据行的所有快照连接起来。
例如在 MySQL 创建一个表 t，包含主键 id 和一个字段 x。我们先插入一个数据行，然后对该数据行执行两次更新操作。
INSERT INTO t(id, x) VALUES(1, "a");
UPDATE t SET x="b" WHERE id=1;
UPDATE t SET x="c" WHERE id=1;
因为没有使用 START TRANSACTION 将上面的操作当成一个事务来执行，根据 MySQL 的 AUTOCOMMIT 机制，每个操作都会被当成一个事务来执行，所以上面的操作总共涉及到三个事务。快照中除了记录事务版本号 TRX_ID 和操作之外，还记录了一个 bit 的 DEL 字段，用于标记是否被删除。
INSERT、UPDATE、DELETE 操作会创建一个日志，并将事务版本号 TRX_ID 写入。DELETE 可以看成是一个特殊的 UPDATE，还会额外将 DEL 字段设置为 1。
InnoDB实现MVCC
MVCC最大的优点是读不加锁，因此读写不冲突，并发性能好。InnoDB实现MVCC，多个版本的数据可以共存，主要基于以下技术及数据结构：
1）隐藏列：InnoDB中每行数据都有隐藏列，隐藏列中包含了本行数据的事务id、指向undo log的指针等。
2）基于undo log的版本链：前面说到每行数据的隐藏列中包含了指向undo log的指针，而每条undo log也会指向更早版本的undo log，从而形成一条版本链。
3）ReadView：通过隐藏列和版本链，MySQL可以将数据恢复到指定版本；但是具体要恢复到哪个版本，则需要根据ReadView来确定。所谓ReadView，是指事务（记做事务A）在某一时刻给整个事务系统（trx_sys）打快照，之后再进行读操作时，会将读取到的数据中的事务id与trx_sys快照比较，从而判断数据对该ReadView是否可见，即对事务A是否可见。
trx_sys中的主要内容，以及判断可见性的方法如下：
- low_limit_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id。如果数据的事务id大于等于low_limit_id，则对该ReadView不可见。
- up_limit_id：表示生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id。如果数据的事务id小于up_limit_id，则对该ReadView可见。
- rw_trx_ids：表示生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。如果数据的事务id在low_limit_id和up_limit_id之间，则需要判断事务id是否在rw_trx_ids中：如果在，说明生成ReadView时事务仍在活跃中，因此数据对ReadView不可见；如果不在，说明生成ReadView时事务已经提交了，因此数据对ReadView可见。
扩展
前面介绍的MVCC，是RR隔离级别下“非加锁读”实现隔离性的方式。下面是一些简单的扩展。
（1）读已提交（RC）隔离级别下的非加锁读
RC与RR一样，都使用了MVCC，其主要区别在于：
RR是在事务开始后第一次执行select前创建ReadView，直到事务提交都不会再创建。根据前面的介绍，RR可以避免脏读、不可重复读和幻读。
RC每次执行select前都会重新建立一个新的ReadView，因此如果事务A第一次select之后，事务B对数据进行了修改并提交，那么事务A第二次select时会重新建立新的ReadView，因此事务B的修改对事务A是可见的。因此RC隔离级别可以避免脏读，但是无法避免不可重复读和幻读。
（2）加锁读与next-key lock
按照是否加锁，MySQL的读可以分为两种：
一种是非加锁读，也称作快照读、一致性读，使用普通的select语句，这种情况下使用MVCC避免了脏读、不可重复读、幻读，保证了隔离性。
另一种是加锁读，查询语句有所不同，如下所示：
#共享锁读取
select...lock in share mode
#排它锁读取
select...for update
加锁读在查询时会对查询的数据加锁（共享锁或排它锁）。由于锁的特性，当某事务对数据进行加锁读后，其他事务无法对数据进行写操作，因此可以避免脏读和不可重复读。而避免幻读，则需要通过next-key lock。next-key lock是行锁的一种，实现相当于record lock(记录锁) + gap lock(间隙锁)；其特点是不仅会锁住记录本身(record lock的功能)，还会锁定一个范围(gap lock的功能)。因此，加锁读同样可以避免脏读、不可重复读和幻读，保证隔离性。
总结
概括来说，InnoDB实现的RR，通过锁机制（包含next-key lock）、MVCC（包括数据的隐藏列、基于undo log的版本链、ReadView）等，实现了一定程度的隔离性，可以满足大多数场景的需要。
不过需要说明的是，RR虽然避免了幻读问题，但是毕竟不是Serializable，不能保证完全的隔离，下面是一个例子：
- 如果在事务中第一次读取采用非加锁读，第二次读取采用加锁读，则如果在两次读取之间数据发生了变化，两次读取到的结果不一样，因为加锁读时不会采用MVCC。
