1.什么是MVCC
MVCC：全称Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制。MVCC是为MySQL并发场景下无锁生成读视图进行读操作来进行多版本控制。
或者叫
MVCC：一致性非锁定读
mvcc是基于MySQL的回滚机制，在并发场景下为读操作做的的读取的一个优化。
MVCC实现
实现基于undo log 版本链 + ReadView机制
https://www.51cto.com/article/641019.html
undolog
undo log存在的意义是确保数据库事务的原子性。
redolog
redo log用于保证事务的持久性，即ACID中的D。
redo log的主要功能是用于数据库崩溃时的数据恢复。
redo log保证事务的持久性，undo log用来帮助事务回滚及MVCC的功能。
数据持久化性能，批量插入，commit刷盘
Mysql 里会接触到三个核心日志分别是 binlog 、redo log、undo log， 这里面binlog是server层的日志，而redo log 和undo log都是引擎层（innodb）的日志，要换其他数据引擎那么就未必有redo log和undo log了。
https://zhuanlan.zhihu.com/p/213770128
2.不同隔离级别下MVCC
四种：
不同的隔离级别下，mvcc表现不同
- 读未提交 read-uncommitted
- 还没提交的数据就能读到，不需要MVCC
- 读已提交read-committed
- 例子：
三个线程A，B，C
A，B位修改线程，C线程为读线程。
同一时刻，AC同时发起事务，A线程发起修改，C线程读取→此时C准备sleep，C已经开启事务，此时A去修改了，修改之前A首先会生成一版修改前快照（undolog）
→A修改完提交，此时A有两个版本（修改前修改后）→此时B线程写，比也会生成快照，B修改完成提交，现在有3个版本了（A线程之前的版本，A线程修改后B线程修改前的版本，B线程修改后的版本）→C线程醒了，C访问那条数据？读取的是B线程提交的版本（最新提交数据）
- 例子：
此时事务不是隔离的（ACID的I）A，B事务影响C事务
-
可重复读repeatable-read:默认
- 例子：
三个线程A，B，C
A，B位修改线程，C线程为读线程。
同一时刻，AC同时发起事务，A线程发起修改，C线程读取→此时C准备sleep，C已经开启事务，此时A去修改了，修改之前A首先会生成一版修改前快照（undolog）
→A修改完提交，此时A有两个版本（修改前修改后）→此时B线程写，比也会生成快照，B修改完成提交，现在有3个版本了（A线程之前的版本，A线程修改后B线程修改前的版本，B线程修改后的版本）→C线程醒了，C访问那条数据？读取的最原始的数据，即A修改前的数据
- 例子：
-
串行serializable
- 也不需要MVCC，串行的
3.不同隔离级别下MySQL出现的问题及如何解决
3.1不同隔离级别下表现
-
读未提交 read-uncommitted
- 读到未提交，发生脏读
现在几乎看不到MySQL脏读，除非把事务隔离级别设为 read-uncommitted
- 读到未提交，发生脏读
-
读已提交 read-committed
- 会发生幻读和不可重复读，
- 幻读和不可重复读两者却别不大，
不可重复读：读取同一条数据，结果不一样
幻读：读取数据的数据量不一样
例子：同个事务里多次读，其他事务提交，结果不一样，不可重复读。
例子：同个事务里多次读，其他事务删除数据提交，少了一条数据，幻读。
-
串行serializable,出现的问题就是慢
3.2 Mysql锁如何解决问题
可重复读级别，下next-key-lock机制
InnoDB存储引擎实现了如下两种标准的行级锁：
-
共享锁（S Lock），允许事务读一行数据。
-
排他锁（X Lock），允许事务删除或更新一行数据。
如果一个事务T1已经获得了行r的共享锁，那么另外的事务T2可以立即获得行r的共享锁，因为读取并没有改变行r的数据，称这种情况为锁兼容（Lock Compatible）。但若有其他的事务T3想获得行r的排他锁，则其必须等待事务T1、T2释放行r上的共享锁——这种情况称为锁不兼容
MySQL锁分3种
InnoDB存储引擎有3种行锁的算法
-
Record Lock：单个行记录上的锁
-
Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身
-
Next-Key Lock∶Gap Lock+Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身
Record Lock总是会去锁住索引记录，如果InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时InnoDB存储引擎会使用隐式的主键来进行锁定。
Next-Key Lock是结合了Gap Lock和Record Lock的一种锁定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB对于行的查询都是采用这种锁定算法。
在InnoDB 默认的事务隔离级别下，即REPEATABLE READ下，InnoDB存储引擎采用Next-Key Locking这种锁定算法。例如一个索引有10，11，13和20这四个值，那么该索引可能被Next-Key Locking的区间为：
(-∞,10]
(10,11]
(11,13]
(13，20]
(20,+∞)
当查询的索引含有唯一属性时，InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock进行优化，将其降级为Record Lock，即仅锁住索引本身，而不是范围。
什么是唯一属性，其实就是我们所说的能够标识该行数据唯一的标识。
unique 字段。比如：主键就是唯一的，不重复的。我们也可以自己设计多个字段组合不重复，唯一的。
表t共有1、2、5三个值。在上面的例子中，在会话A中首先对a=5进行X锁定。而由于a是主键且唯一，因此锁定的仅是5这个值，而不是(2，5)这个范围，这样在会话B中插入值4而不会阻塞，可以立即插入并返回。即锁定由Next-Key Lock算法降级为了Record Lock，从而提高应用的并发性。
表z的列b是辅助索引，若在会话A中执行下面的SQL语句：
SELECT*FROM z WHERE b=3 FOR UPDATE
很明显，这时SQL语句通过索引列b进行查询，该列不是唯一属性，因此其使用传统的Next-Key Locking技术加锁，并且由于有两个索引，其需要分别进行锁定。对于聚集索引（primay-key a），其仅对列a等于5的索引加上Record Lock。而对于辅助索引b，其加上的是Next-Key Lock，锁定的范围是(1，3)。特别需要注意的是，InnoDB存储引擎还会对辅助索引下一个键值加上gap lock，即还有一个辅助索引范围为(3，6)的锁。
因此，若在新会话B中运行下面的SQL语句，都会被阻塞：
第一个SQL语句不能执行，因为在会话A中执行的SQL语句已经对聚集索引中列a=5的值加上X锁，因此执行会被阻塞。第二个SQL语句，主键插入4，没有问题，但是插入的辅助索引值2在锁定的范围(1，3)中，因此执行同样会被阻塞。第三个SQL语句，插入的主键6没有被锁定，5也不在范围(1，3)之间。但插入的值5在另一个锁定的范围(3，6)中，故同样需要等待。