InnoDB一致性非锁定读

多版本并发控制仅仅是一种技术概念，并没有统一的实现标准，其的核心理念就是数据快照，不同的事务访问不同版本的数据快照，从而实现不同的事务隔离级别。虽然字面上是说具有多个版本的数据快照，但这并不意味着数据库必须拷贝数据，保存多份数据文件，这样会浪费大量的存储空间。InnoDB通过事务的undo日志巧妙地实现了多版本的数据快照。

数据库的事务有时需要进行回滚操作，这时就需要对之前的操作进行undo。因此，在对数据进行修改时，InnoDB会产生undo log。当事务需要进行回滚时，InnoDB可以利用这些undo log将数据回滚到修改之前的样子。

隐藏列

在分析MVCC原理之前，先看下InnoDB中数据行的结构：

在InnoDB中，每一行都有2个隐藏列DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR(如果没有定义主键，则还有个隐藏主键列)：

DATA_TRX_ID表示最近修改该行数据的事务ID
DATA_ROLL_PTR则表示指向该行回滚段的指针，该行上所有旧的版本，在undo中都通过链表的形式组织，而该值，正式指向undo中该行的历史记录链表

整个MVCC的关键就是通过DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR这两个隐藏列来实现的。

事务链表

MySQL中的事务在开始到提交这段过程中，都会被保存到一个叫trx_sys的事务链表中，这是一个基本的链表结构：

事务链表中保存的都是还未提交的事务，事务一旦被提交，则会被从事务链表中摘除。

MVCC在MySQL的InnoDB中的实现

在InnoDB中，会在每行数据后添加两个额外的隐藏的值来实现MVCC，这两个值一个记录这行数据何时被创建，另外一个记录这行数据何时过期（或者被删除）。在实际操作中，存储的并不是时间，而是事务的版本号，每开启一个新事务，事务的版本号就会递增。在可重读Repeatable reads事务隔离级别下：

SELECT时，读取创建版本号<=当前事务版本号，删除版本号为空或>当前事务版本号。
INSERT时，保存当前事务版本号为行的创建版本号
DELETE时，保存当前事务版本号为行的删除版本号
UPDATE时，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
通过MVCC，虽然每行记录都需要额外的存储空间，更多的行检查工作以及一些额外的维护工作，但可以减少锁的使用，大多数读操作都不用加锁，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，也只锁住必要行。

“读”与“读”的区别

我们且看，在RR级别中，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，是不及时的数据，不是数据库当前的数据！这在一些对于数据的时效特别敏感的业务中，就很可能出问题。
对于这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)，而读取数据库当前版本数据的方式，叫当前读 (current read)。很显然，在MVCC中：

快照读：就是select
- select * from table ….;
当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，处理的都是当前的数据，需要加锁。
- select * from table where ? lock in share mode;
- select * from table where ? for update;
- insert;
- update ;
- delete;

事务的隔离级别实际上都是定义了当前读的级别，MySQL为了减少锁处理（包括等待其它锁）的时间，提升并发能力，引入了快照读的概念，使得select不用加锁。而update、insert这些“当前读”，就需要另外的模块来解决了。

undo日志实现多版本并发控制（MVCC）

根据行为的不同 undo log 分为两种 insert undo log和update undo log。
insert undo log 是在 insert 操作中产生的 undo log。因为 insert 操作的记录只对事务本身可见，对于其它事务此记录是不可见的，所以 insert undo log 可以在事务提交后直接删除而不需要进行 purge 操作。

update undo log 是 update 或 delete 操作中产生的 undo log，因为会对已经存在的记录产生影响，为了提供 MVCC机制，因此 update undo log 不能在事务提交时就进行删除，而是将事务提交时放到入 history list 上，等待 purge 线程进行最后的删除操作。

为了保证事务并发操作时，在写各自的undo log时不产生冲突，InnoDB采用回滚段的方式来维护undo log的并发写入和持久化。回滚段实际上是一种 Undo 文件组织方式。

InnoDB行记录有三个隐藏字段：分别对应该行的rowid、事务号db_trx_id和回滚指针db_roll_ptr，其中db_trx_id表示最近修改的事务的id，db_roll_ptr指向回滚段中的undo log。如下图所示。

初始状态

当事务2使用UPDATE语句修改该行数据时，会首先使用排他锁锁定改行，将该行当前的值复制到undo log中，然后再真正地修改当前行的值，最后填写事务ID，使用回滚指针指向undo log中修改前的行。如下图所示。

第一次修改

当事务3进行修改与事务2的处理过程类似，如下图所示。

第二次修改

REPEATABLE READ隔离级别下事务开始后使用MVVC机制进行读取时，会将当时活动的事务id记录下来，记录到Read View中。READ COMMITTED隔离级别下则是每次读取时都创建一个新的Read View。
Read View是InnoDB中用于判断记录可见性的数据结构，记录了一些用于判断可见性的属性。

low_limit_id：某行记录的db_trx_id < 该值，则该行对于当前Read View是一定可见的
up_limit_id：某行记录的db_trx_id >= 该值，则该行对于当前read view是一定不可见的
low_limit_no：用于purge操作的判断
rw_trx_ids：读写事务数组

Read View创建后，事务再次进行读操作时比较记录的db_trx_id和Read View中的low_limit_id，up_limit_id和读写事务数组来判断可见性。

如果该行中的db_trx_id等于当前事务id，说明是事务内部发生的更改，直接返回该行数据。否则的话，如果db_trx_id小于up_limit_id，说明是事务开始前的修改，则该记录对当前Read View是可见的，直接返回该行数据。

如果db_trx_id大于或者等于low_limit_id，则该记录对于该Read View一定是不可见的。如果db_trx_id位于[up_limit_id, low_limit_id)范围内，需要在活跃读写事务数组(rw_trx_ids)中查找db_trx_id是否存在，如果存在，记录对于当前Read View是不可见的。
如果记录对于Read View不可见，需要通过记录的DB_ROLL_PTR指针遍历undo log，构造对当前Read View可见版本数据。
简单来说，Read View记录读开始时及其之后，所有的活动事务，这些事务所做的修改对于Read View是不可见的。除此之外，所有其他的小于创建Read View的事务号的所有记录均可见。

上述都是指mysql的RR隔离基本,对于RC隔离级别来说,有点区别,对于db_trx_id位于[up_limit_id, low_limit_id)范围内,需要判断是否在事务数组rw_trx_ids中判断是否存在,如果存在,则不可见,反之可见.因为如果在事务数组中如果不存在,就表示该事务已提交,RC是可以读取到已提交的数据的,RR只能读取小于low_limit_id的数据.