主要依赖

mvcc的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段（对用户来说是不可见的），undolog（帮助用于事务回滚的，记录数据的历史版本），read view（读视图，用来保证多个并行的事务之间能够读取到彼此之间的数据）来实现。

隐藏字段

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DB_TRX_ID，DB_ROLL_PTR，DB_ROW_ID等字段。

DB_TRX_ID：6字节，最近修改事务id，记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id。

DB_ROLL_PTR：7字节，回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合undolog，指向上一个旧版本。

DB_ROW_ID：6字节，隐藏的主键，如果数据表没有主键，那么innodb会自动生成一个6字节的row_id。

在上图中，DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键，DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务，ID,DB_ROLL_PTR是一个回滚指针，用于配合undo日志，指向上一个旧版本。

undo log

undolog被称之为回滚日志，表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志。

当进行insert操作的时候，产生的undolog只在事务回滚的时候需要，并且在事务提交之后可以被立刻丢弃。

当进行update和delete操作的时候，产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要，在快照读的时候也需要，所以不能随便删除，只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除（当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除，因为为了节省磁盘空间，innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录，如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view可见，那么这条记录一定是可以被清除的。

undolog生成的记录链

1. 假设有一个事务编号为1的事务向表中插入一条记录，那么此时行数据的状态为：
   
2. 假设有第二个事务编号为2对该记录的name做出修改，改为lisi
   1）在事务2修改该行记录数据时，数据库会对该行加排他锁。
   2）然后把该行数据拷贝到undolog中，作为旧记录，即在undolog中有当前行的拷贝副本。
   3）拷贝完毕后，修改该行name为lisi，并且修改隐藏字段的事务id为当前事务2的id，回滚指针指向拷贝到undolog的副本记录中。
   4）事务提交后，释放锁。
   
3. 假设有第三个事务编号为3对该记录的age做了修改，改为32
   1）在事务3修改该行数据的时，数据库会对该行加排他锁。
   2）然后把该行数据拷贝到undolog中，作为旧记录，发现该行记录已经有了undolog了，那么最新的旧数据作为链表的表头，插在该行记录的unlog最前面。
   3）修改该行age为32岁，并且修改隐藏字段的事务id为当前事务3的id，回滚指针指向刚刚拷贝的undolog的副本记录。
   

从上述的一系列图中，大家可以发现，不同事务或者相同事务的对同一记录的修改，会导致该记录的undolog生成一条记录版本线性表，即链表，undolog的链首就是最新的旧纪录，链尾就是最早的旧纪录。

Read View

Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图，在该事务执行快照读的那一刻，会生成一个数据系统当前的快照，记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。

其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到那个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据。

Read Viewi遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID(当前事务id)取出来，与系统当前其他活跃事务的id去对l比，如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较，即遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。

可见性规则

Read View的可见性规则如下所示

三个全局属性

首先要知道Read View中的三个全局属性
trx_list:一个数值列表，用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID。
up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID。
low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID。

具体的比较规则

1、首先比较DB_TRX_ID（最后修改的）<up_limit_id,如果小于，则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录，如果大于等于进入下一个判断。
2、接下来判断DB_TRX_ID>=Iow_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，则进入下一步判断。
3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read Views生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read Views生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看见的。

MVCC的整体处理流程

假设有四个事务同时在执行，如下图所示：

从上述表格中，我们可以看到，当事务2对某行数据执行了快照读，数据库为该行数据生成一个Read View视图，可以看到事务1和事务3还在活跃状态，事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新，所以，在Read View中记录了系统当前活跃事务1,3，维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1，而low_limit_id为5，如下图所示：

在上述的例子中，只有事务4修改过该行记录，并在事务2进行快照读前，就提交了事务，所以该行当前数据的undolog如下所示：

RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同

RC级别：已提交读 （READ COMMITED）简称(RC) 。（允许存在不可重复读和幻读的）
RR级别：可重复读（REPEATABLE READ）简称（RR ）。（不允许存在幻读）

因为Read View生成时机的不同，从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同：
1、在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照即Reād View,将当前系统活跃的其他事务记录起来，此后在调用快照读的时候，还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交更新之前使用过快照读，那么之后的快照读使用的都是同一个Read View, 所以对之后的修改不可见。
2、在RR级别下，快照读生成Read View时，Read View会记录此时所有其他活动和事务的快照，这些事务的修改对于当前事务都是不可见的，而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见。
3、在RC级别下，事务中，每次快照读都会新生成一个快照和Read View，这就是我们在RC级别下的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因。

总结：在RC隔离级别下，是每个快照读都会生成并获取新的Read View，而在RR隔离级别下，则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View，之后的快照读获取的都是同一个Read View。

参考资料：中高级面试常问的：MVCC实现原理是什么？ 被大佬讲明白了