前言
RR解决脏读、不可重复读、幻读等问题，使用的是MVCC（Multi-Version Concurrency Control），即多版本的并发控制协议。在了解 MVCC 之前，我们先来聊聊隐藏列、Undo log 和 Read View。
隐藏列
InnoDB中每行数据除了我们创建的字段外还有有隐藏列，其中隐藏列包含了本行数据的事务id、指向undo log的指针等。
Undo log
MVCC 的实现是通过 Undo log 来完成的。当用户读取一行记录时，若该记录已经被其它事务占用，当前事务可以通过 Undo log 读取之前的行版本信息，因为没有事务需要对历史的数据进行修改操作，所以也不需要加锁，以此来实现非锁定读取。
Undo log（回滚日志）可以查看我之前整理的文章-----mysql日志文件总结
Read View
什么是readview
事务(暂记事务1)在某一时刻给事务系统trx_sys打快照，把当时trx_sys状态（包括活跃读写事务数组）记下来，之后的所有读操作根据其事务id（即trx_id）与快照中的trx_sys的状态作比较，以此判断readview对于事务1的可见性。
Read View 中大致包含以下内容：
trx_ids：数据库系统当前活跃事务 ID 集合；low_limit_id：活跃事务中最大的事务 ID +1；up_limt_id：活跃事务总最小的事务 ID；creator_trx_id：创建这个 Read View 的事务 ID。
比如某个事务，创建了 Read View，那么它的 creator_trx_id 就为这个事务的 ID，假如需要访问某一行，假设这一行记录的隐藏事务 ID 为 t_id，那么可能出现的情况如下：
如果 t_id < up_limt_id，说明这行记录在这些活跃的事务创建之前就已经提交了，那么这一行记录对该事务是可见的。 如果 t_id >= low_limt_id，说明这行记录在这些活跃的事务开始之后创建的，那么这一行记录对该事物是不可见的。 如果 up_limit_id <= t_id < low_limit_id，说明这行记录可能是在这些活跃的事务中创建的，如果 t_id 也同时在 trx_ids 中，则说明 t_id 还未提交，那么这一行记录对该事物是不可见的；如果 t_id 不在 trx_ids 中，则说明事务 t_id 已经提交了，那么这一行记录对该事物是可见的。
什么是MVCC
MVCC， 即多版本并发控制。MVCC 的实现，是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的，也就是说，不管需要执行多长时间，每个事务看到的数据都是一致的。根据事务开始的时间不同，每个事务对同一张表，同一时刻看到的数据可能是不一样的。
MVCC举例说明
# 首先开启两个临时客户端，将默认隔离级别改成RC
mysql> set session transaction isolation level READ COMMITTED;
Connection id: 7713
Current database: muke
Query OK, 0 rows affected (0.06 sec)
mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
# 客户端1
mysql> START TRANSACTION;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
# 首先查看t21 b为4的数据
mysql> select * from t21 where b = 4;
+----+---+---+
| id | a | b |
+----+---+---+
| 4 | 4 | 4 |
+----+---+---+
1 rows in set (0.00 sec)
mysql> update t21 set b = 44 where b = 4;
Query OK, 1 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> select sleep(10);
+-----------+
| sleep(10) |
+-----------+
| 0 |
+-----------+
1 row in set (10.01 sec)
mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
# 客户端2
mysql> START TRANSACTION;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from t21 where b = 4;
+----+---+---+
| id | a | b |
+----+---+---+
| 4 | 4 | 4 |
+----+---+---+
1 rows in set (0.00 sec)
# 在客户端执行select sleep(10);在执行查询语句
mysql> select * from t21 where b = 4;
+----+---+---+
| id | a | b |
+----+---+---+
| 4 | 4 | 4 |
+----+---+---+
1 rows in set (0.00 sec)
mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
从上面执行现象可以看出：客户端1的事务先于客户端2的事务执行，但是发现在客户端1休眠的时候，事务2很快就执行完毕并返回了结果。 如果RC模式下读操作需要获取S锁，但是因为当前已经有了X锁，两个锁是互斥的，理论上S锁需要等待X锁释放才会获取，但是并没有发生这种情况，可以看出读操作并没有使用S锁， 而是使用MVCC实现的。
在实验中，客户端2 查询的结果是 客户端1 修改之前的记录，也就是那个点的 Read View，根据上面将的 Read View 原理，被查询行的隐藏事务 ID 就在当前活跃事务 ID 集合中。因此，这一行记录对该事物（客户端2中的事务）是不可见的，可以知道 客户端2 查询的 b=4 记录实际就是来自 Undo log 中。我们看到的现象就是同一条记录在系统中存在了多个版本，这就是多版本并发控制（MVCC）。
图例
扩展知识
RR隔离级别（除了Gap锁(间隙锁)之外）和RC隔离级别的差别是创建snapshot时机不同。 RR隔离级别是在事务开始时刻，确切地说是第一个读操作创建read view的；RC隔离级别是在语句开始时刻创建read view的。创建/关闭read view需要持有mutex，会降低系统性能，5.7版本对此进行优化，在事务提交时session会cache只读事务的read view。下次创建read view，判断如果是只读事务并且系统的读写事务状态没有发生变化，即trx_sys的max_trx_id没有向前推进，而且没有新的读写事务产生，就可以重用上次的read view。MVCC 最大的好处是读不加锁，读写不冲突，极大地增加了 MySQL 的并发性。通过 MVCC，保证了事务隔离性。MVCC 为什么只在 RC 和 RR 两个隔离级别下工作？
RU: 每次只取最新的值，不存在多个值的情况。 串行：每次查询会加读锁，当有更新时会阻塞住，只有等到查询完锁释放后，才会做更新操作，由此可知RU和串行的隔离级别下，只会存在一个值，不存在多个值的情况。MVCC是解决并发情况下，同时可能产生多个值，从多个值中查询出一个准确值的技术，所以RU,串行是用不到MVCC技术
学习链接
MySQL的MVCC在各种隔离级别中发挥的作用
MySQL · 源码分析 · InnoDB的read view，回滚段和purge过程简介
深入学习MySQL事务：ACID特性的实现原理
mysql事务-----四种隔离级别
mysql日志文件总结
人们以为他们的理性支配言语，偏偏有时反而支配理性。 ---培根
