MySQL MVCC多版本并发控制原理详解

0. MySQL的ACID特性

一个事务需要满足四个基本特性，这就是我们常说的ACID模型，这四个特性缺一不可：

• 原子性（Atomic）：事务被视为一个整体，要么所有操作都执行成功，要么全部回滚不做。不允许只完成一部分操作。以转账为例，扣款和入账这两个动作必须同时完成或同时取消，不能只执行其中一个。
• 一致性（Consistency）：事务执行前后，数据库中的数据必须保持逻辑上的正确与完整。也就是说，数据需要符合所有预先定义的约束和规则。例如在网购场景中，商品出库与加入购物车必须同步完成，否则库存和订单数据就会不一致。这种一致性需要由用户来保证，并发控制机制则起到辅助作用。
• 隔离性（Isolation）：当多个事务并发执行时，一个事务内部的操作不会被其他事务看到，就好像每个事务都在独立运行一样。这样可以有效避免事务间的相互干扰，保障数据安全。
• 持久性（Durability）：一旦事务提交（commit），它对数据库所做的修改就是永久性的，即使系统发生崩溃，也能通过日志文件恢复数据。

1. 什么是MVCC

多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）的核心思想是，通过管理数据行的多个历史版本，实现事务并发执行时的一致性读。简单来说，当当前事务读取一条正在被其他事务更新的记录时，它能够读到该记录更新之前的旧版本，而不是被阻塞等待。这有效解决了读写冲突的问题。

具体到InnoDB存储引擎，MVCC 就是通过数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这项技术保证了在InnoDB的事务隔离级别下，一致性读操作能够正常执行。换句话说，当查询一条正在被更新的记录时，可以看到它被更新之前的值，这样查询操作就不需要等待另一个事务释放锁了。

快照读与当前读

MVCC在MySQL InnoDB中的实现，主要目的是为了提高数据库的并发性能，用一种更优雅的方式处理读-写冲突。它能够做到即使存在读写冲突，也能实现不加锁、非阻塞的并发读，这里所说的“读”指的就是快照读，而不是当前读。MVCC本质上采用了乐观锁的思想。

当前读则是一种加锁操作，属于悲观锁的实现。

2.1 快照读

快照读也被称为一致性读，它读取的是数据的历史快照。不加锁的简单 SELECT 语句都属于快照读，即不加锁的非阻塞读，例如：

SELECT * FROM player WHERE ...

引入快照读的目的，完全是为了提升并发性能。快照读基于MVCC实现，在很多情况下可以避免加锁，从而降低系统开销。

既然读取的是多版本数据，那么快照读读到的并不一定是数据的最新版本，有可能是之前的历史版本。

快照读有一个前提条件：事务的隔离级别不能是串行化。在串行化隔离级别下，快照读会退化为当前读。

2.2 当前读

当前读读取的是记录的最新版本（即最新数据，而非历史版本），并且在读取时还需要保证其他并发事务不能修改当前记录，因此会对读取的记录加锁。加锁的 SELECT 语句，以及对数据的增删改操作，都会触发当前读。例如：

SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁

3. MVCC三剑客

3.1 回顾隔离级别

事务隔离级别定义了并发事务之间的隔离程度。隔离级别越高，事务之间的相互干扰就越小，安全性也越高，但并发性能可能会下降。

读问题：

• 脏读：读到了脏数据。当前事务读取到了另一个未提交事务刚修改的数据。只有“读未提交”隔离级别会出现脏读。
• 不可重复读：前后重复读取同一行数据，结果却不一致。这是因为在此期间，另一个事务修改并提交了该行数据。
• 幻读：前后两次读取同一范围的数据，结果集的行数却变多了（或变少了），就像出现了幻觉一样。只有“串行化”隔离级别能彻底解决幻读。

事务隔离级别：

• 读未提交：事务可以读取到所有未提交事务的数据。实际上不加锁，没有隔离，性能最高。
• 读提交：事务只能读取到已提交事务的数据。底层由 MVCC 实现，每次快照读都会生成一个新的读视图（Read View）。解决了脏读问题。
• 可重复读（MySQL默认）：前后读取同一行数据，结果相同。底层由 MVCC 实现，只在第一次快照读时生成读视图，后续会复用该视图。解决了脏读和不可重复读问题。MySQL InnoDB 引擎的可重复读还通过 next-key lock 解决了幻读问题（在当前读场景下）。
• 串行化：事务获取锁后会阻塞其他事务，直到锁被释放。读取时加共享锁，写入时加排他锁。性能最差，但解决了所有读问题。

MVCC：多版本并发控制。MVCC 三剑客：隐藏字段、Undo Log、Read View。

共享锁（读锁）：多个事务可以同时读取数据，但只有一个事务能修改数据。修改数据时需要获得排他锁，其他事务不能访问。

排他锁（写锁）：只有一个事务能修改数据，其他事务不能访问数据。

MVCC 可以不采用锁机制，而是通过乐观锁的方式来解决不可重复读和幻读问题！它在大多数情况下可以替代行级锁，从而降低系统开销。

3.2 隐藏字段、Undo Log版本链

隐藏字段

对于使用 InnoDB 存储引擎的表，其聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列：

• trx_id（事务id）：每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的 事务id 赋值给 trx_id 隐藏列。
• roll_pointer（回滚指针）：指向 undo 日志中该记录版本链的最近节点。每次对聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入 undo 日志，这个隐藏列就相当于一个指针，通过它可以找到该记录修改前的信息。

Undo Log（回滚日志）

当一个事务对数据库执行写操作时，MySQL 会将要修改的数据的旧版本先写入 Undo Log，然后再将新版本数据写入数据库。在事务提交之前，Undo Log 中的数据可用于回滚；事务提交后，Undo Log 中的旧版本数据也可以被用来提供读取操作所需的历史版本。

Undo Log 版本链

在 MySQL 的实现中，Undo Log 版本链用于维护数据的历史版本，以及回滚和读取历史版本时需要用到的数据。

Undo Log 版本链本质上是一个链表，每个版本都对应一个版本号（或时间戳），新版本数据会被添加到链表的头部。MySQL 通过访问这个链表来获取指定版本的数据。

我们来看一个具体的案例：

假设插入该记录的事务 id 为 8，那么此刻该条记录的示意图如下：

insert undo 只在事务回滚时起作用，事务提交后，这种类型的 undo 日志就没有用了，它占用的 Undo Log Segment 会被系统回收（对应的 Undo 页面链表要么被重用，要么被释放）。

假设之后两个事务 id 分别为 10 和 20 的事务对这条记录进行 UPDATE 操作，流程如下：

那么，能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？不能！因为那样会导致脏写——即一个事务修改了另一个未提交事务修改过的数据。InnoDB 使用锁来保证不会发生脏写：第一个事务更新某条记录后，会给这条记录加锁，另一个事务必须等待第一个事务提交并释放锁之后才能继续更新。

每次对记录进行改动，都会记录一条 undo 日志，每条 undo 日志都有一个 roll_pointer 属性（INSERT 操作对应的 undo 日志没有该属性，因为该记录没有更早的版本），这些 undo 日志通过 roll_pointer 串成一个链表：

对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条 undo 日志中，作为该记录的一个旧版本。随着更新次数增多，所有版本通过 roll_pointer 属性连接成一个链表，我们称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录的最新值。每个版本中还包含生成该版本时对应的事务 id。

3.3 ReadView

MVCC 的实现依赖于三个核心组件：隐藏字段、Undo Log、Read View。

3.3.1 ReadView（读视图）简约版

Read View 是事务进行快照读操作时生成的读视图。在该事务执行快照读的那一刻，系统会生成一个当前数据快照，记录并维护系统当前活跃事务的 id，事务的 id 值是递增的。

Read View 的最大作用是用于可见性判断——当某个事务执行快照读时，根据这个读视图的条件，判断当前事务能够看到哪个版本的数据。可能是最新数据，也可能是 undo log 中某个历史版本的数据。

首先需要了解 Read View 中的全局属性：

• creator_trx_id：创建这个读视图的事务的 ID。只有增删改事务才有资格分配 id，读事务 id 为 0。
• 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。
• up_limit_id：记录活跃事务列表中最小的事务 ID（即最早开始的事务）。
• low_limit_id：表示生成 ReadView 时系统中应该分配给下一个事务的 id 值，这将是列表里最大的 id。

Read View 的规则（可见性算法）：

通过读视图，可以判断当前查询中，记录的某个版本是否可见。判断方法是比较各版本的 trx_id 和读视图里的活跃事务 id：如果某版本的 trx_id 小于读视图的最小事务 id，则代表该版本是在生成读视图之前已提交的，当前查询可以访问它。

MVCC 流程： 查询时生成读视图，用读视图的活跃事务 id 依次对比各版本的事务 id，找到符合规则的数据。

应用：事务隔离级别中的读提交和可重复读，底层都是由 MVCC 实现的。并且 MySQL InnoDB 引擎的可重复读通过 MVCC 解决了幻读问题。

读提交的 MVCC 原理：事务每次读到的都是最新已提交的数据。每次读取数据前都生成一个 ReadView。快照读生成 Read View，不断对比版本链各版本的 trx_id，直到发现某版本 trx_id 比 Read View 的活跃事务列表里最小 trx_id 还小，该版本就是快照读前最新已提交的数据。

可重复读的 MVCC 原理：只在第一次查询时生成 ReadView，之后查询复用第一次快照读时生成的 ReadView。

在 MVCC 机制中，多个事务对同一个行记录进行更新会产生多个历史快照，这些历史快照保存在 Undo Log 里。如果一个事务想要查询这个行记录，需要读取哪个版本呢？这时就需要用到 ReadView 了，它帮我们解决了行的可见性问题。

ReadView 就是事务在使用 MVCC 机制进行快照读操作时产生的读视图。事务启动时，会生成数据库系统当前的一个快照，InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来记录并维护系统当前活跃事务的 ID（“活跃”指的就是启动了但还没提交）。

3.3.2 设计思路

使用 READ UNCOMMITTED 隔离级别的事务，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本即可。

使用 SERIALIZABLE 隔离级别的事务，InnoDB 规定使用加锁的方式来访问记录。

使用 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别的事务，都必须保证读到已经提交的事务修改过的记录。假如另一个事务已经修改了记录但尚未提交，是不能直接读取最新版本的。核心问题就是判断版本链中的哪个版本是当前事务可见的，这正是 ReadView 要解决的主要问题。

前面提到的四个属性需要再明确一下：

• creator_trx_id：创建这个 Read View 的事务 ID。注意：只有对表中的记录做改动时（执行 INSERT、DELETE、UPDATE）才会为事务分配事务 id，只读事务的事务 id 默认为 0。
• trx_ids：生成 ReadView 时，当前系统中活跃的读写事务的 id 列表。
• up_limit_id：活跃的事务中最小的事务 ID。
• low_limit_id：生成 ReadView 时，系统中应该分配给下一个事务的 id 值。注意，low_limit_id 并不是 trx_ids 中的最大值，事务 id 是递增分配的。例如，现在有 id 为 1、2、3 这三个事务，之后 id 为 3 的事务提交了。那么一个新的读事务在生成 ReadView 时，trx_ids 包括 1 和 2，up_limit_id 为 1，low_limit_id 为 4。

3.3.3 ReadView 的规则

有了 ReadView，在当前事务访问某条记录时，只需要按照以下步骤判断记录的某个版本是否可见：

• 如果被访问版本的 trx_id 属性值与 ReadView 中的 creator_trx_id 相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
• 如果被访问版本的 trx_id 属性值小于 ReadView 中的 up_limit_id，表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
• 如果被访问版本的 trx_id 属性值大于或等于 ReadView 中的 low_limit_id，表明生成该版本的事务在当前事务生成 ReadView 后才开启，所以该版本不可被当前事务访问。
• 如果被访问版本的 trx_id 属性值在 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，就需要判断一下 trx_id 属性值是否在 trx_ids 列表中：
  • 如果在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可被访问。
  • 如果不在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。

3.3.4 MVCC 整体操作流程

了解这些概念后，我们来看当查询一条记录时，系统如何通过 MVCC 找到它：

1. 首先获取事务自己的版本号，也就是事务 ID。
2. 获取 ReadView。
3. 查询得到的数据，然后与 ReadView 中的事务版本号进行比较。
4. 如果不符合 ReadView 规则，就需要从 Undo Log 中获取历史快照。
5. 最后返回符合规则的数据。

如果某个版本的数据对当前事务不可见，那就顺着版本链找到下一个版本，继续判断可见性，依此类推，直到版本链的最后一个版本。如果最后一个版本也不可见，那么该记录对当前事务完全不可见，查询结果中就不会包含该记录。

在 InnoDB 中，MVCC 通过 Undo Log + Read View 进行数据读取：Undo Log 保存历史快照，Read View 规则则帮助我们判断当前版本的数据是否可见。

在隔离级别为读已提交（Read Committed）时，一个事务中的每一次 SELECT 查询都会重新获取一次 Read View。如下表所示：

注意，此时同样的查询语句都会重新获取一次 Read View，如果 Read View 不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况。

当隔离级别为可重复读时，就避免了不可重复读。这是因为一个事务只在第一次 SELECT 时获取一次 Read View，后面所有的 SELECT 都复用这个 Read View，如下表所示：

4. 举例说明MVCC流程

4.1 读提交的MVCC流程

读提交：事务每次读到的都是最新已提交的数据。底层由 MVCC 实现，每次读取数据前都生成一个 ReadView。只解决脏读问题。

读提交的 MVCC 原理：每次读都生成 Read View，不断对比版本链各版本的 trx_id，直到发现某版本 trx_id 比 Read View 的活跃事务列表里最小 trx_id 还小，该版本就是读前最新已提交的数据。

现在有两个事务 id 分别为 10 和 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...

说明：事务执行过程中，只有在第一次真正修改记录时（比如 INSERT、DELETE、UPDATE），才会被分配一个单独的事务 id，这个 id 是递增的。所以我们在事务 2 中更新一些别的表的记录，目的是让它分配事务 id。

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下：

假设现在有一个使用 读提交（READ COMMITTED）隔离级别的事务开始执行：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'，对应事务id为8

这个 SELECT1 的执行过程如下：

1. 在执行 SELECT 语句（快照读）时会先生成一个 ReadView。ReadView 的 trx_ids 列表为 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
2. 从版本链中挑选可见记录。最新版本的列 name 是“王五”，该版本的 trx_id 为 10，在 trx_ids 列表内，不符合可见性要求，根据 roll_pointer 跳到下一个版本。
3. 下一个版本列 name 是“李四”，trx_id 也为 10，同样在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
4. 下一个版本列 name 是“张三”，trx_id 为 8，小于 ReadView 中的 最小活跃事务 up_limit_id（10），说明该版本是生成 ReadView 之前的最近已提交版本，符合要求，返回给用户。

之后，把事务 id 为 10 的事务提交：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;

然后到事务 id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样：

然后再到刚才使用 READ COMMITTED 隔离级别的事务中继续查找 id 为 1 的记录：

# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'王五'

SELECT2 的执行过程如下：

1. 在执行 SELECT 语句时会再单独生成一个 ReadView，该 ReadView 的 trx_ids 列表为 [20]，up_limit_id 为 20，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
2. 从版本链中挑选可见记录。最新版本列 name 是“宋八”，trx_id 为 20，在 trx_ids 列表内，不符合要求，跳到下一个版本。
3. 下一个版本列 name 是“钱七”，trx_id 为 20，也在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
4. 下一个版本列 name 是“王五”，trx_id 为 10，小于 ReadView 中的 up_limit_id（20），符合要求，返回给用户。

4.2 可重复读的MVCC流程

只在第一次查询时生成 ReadView，之后查询复用第一次快照读时生成的 ReadView。

比如，系统里有两个事务 id 分别为 10 和 20 的事务在执行：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录得到的版本链表如下：

假设现在有一个使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务开始执行：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'

SELECT1 的执行过程如下：

1. 在执行 SELECT 语句时会先生成一个 ReadView，ReadView 的 trx_ids 列表为 [10, 20]，up_limit_id 为 10，low_limit_id 为 21，creator_trx_id 为 0。
2. 从版本链中挑选可见记录。最新版本列 name 是“王五”，trx_id 为 10，在 trx_ids 列表内，不符合要求，跳到下一个版本。
3. 下一个版本列 name 是“李四”，trx_id 为 10，也在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
4. 下一个版本列 name 是“张三”，trx_id 为 8，小于 up_limit_id（10），符合要求，返回给用户。

之后，把事务 id 为 10 的事务提交：

# Transaction 10
BEGIN;
UPDATE student SET name="李四" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="王五" WHERE id=1;
COMMIT;

然后到事务 id 为 20 的事务中更新一下表 student 中 id 为 1 的记录：

# Transaction 20
BEGIN;
# 更新了一些别的表的记录...
UPDATE student SET name="钱七" WHERE id=1;
UPDATE student SET name="宋八" WHERE id=1;

此刻，表 student 中 id 为 1 的记录的版本链长这样：

然后再到刚才使用 REPEATABLE READ 隔离级别的事务中继续查找 id 为 1 的记录：

# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
BEGIN;
# SELECT1：Transaction 10、20均未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值为'张三'
# SELECT2：Transaction 10提交，Transaction 20未提交
SELECT * FROM student WHERE id = 1; # 得到的列name的值仍为'张三'

SELECT2 的执行过程如下：

1. 因为当前事务的隔离级别为 REPEATABLE READ，之前执行 SELECT1 时已经生成过 ReadView，所以此时直接复用之前的 ReadView（trx_ids=[10,20]，up_limit_id=10，low_limit_id=21，creator_trx_id=0）。
2. 从版本链中挑选可见记录。最新版本列 name 是“宋八”，trx_id 为 20，在 trx_ids 列表内，不符合要求，跳到下一个版本。
3. 下一个版本列 name 是“钱七”，trx_id 为 20，也在 trx_ids 列表内，不符合要求，继续跳到下一个版本。
4. 下一个版本列 name 是“王五”，trx_id 为 10，trx_ids 列表中包含 10，不符合要求；再下一个版本“李四”的 trx_id 也是 10，也不符合要求；继续跳到下一个版本。
5. 下一个版本列 name 是“张三”，trx_id 为 8，小于 up_limit_id（10），符合要求，返回给用户。

这次 SELECT 查询得到的结果与第一次相同，列 name 都是“张三”，这就是可重复读的含义。如果之后再把事务 id 为 20 的记录提交，然后再次查询 id=1 的记录，结果仍然是“张三”，具体过程大家可以自行分析。

4.3 InnoDB 解决幻读问题

接下来我们看 InnoDB 是如何解决幻读的。

假设现在表 student 中只有一条数据，主键 id=1，隐藏的 trx_id=10，它的 undo log 如下图所示。

现在有事务 A 和事务 B 并发执行，事务 A 的事务 id 为 20，事务 B 的事务 id 为 30。

步骤1：事务 A 开始第一次查询，SQL 如下：

select * from student where id >= 1;

在开始查询之前，MySQL 为事务 A 生成一个 ReadView，内容为：trx_ids=[20,30]，up_limit_id=20，low_limit_id=31，creator_trx_id=20。

此时表 student 中只有一条数据，且满足 id>=1，因此会查询出来。根据 ReadView 机制，该行数据的 trx_id=10，小于 up_limit_id（20），表示这条数据是事务 A 开启之前其他事务已经提交的，所以事务 A 可以读取到。

结论：事务 A 的第一次查询，能读取到一条数据，id=1。

步骤2：事务 B（trx_id=30）往表 student 中新插入两条数据，并提交：

insert into student(id,name) values(2,'李四');
insert into student(id,name) values(3,'王五');

此时表 student 中有三条数据，对应的 undo 如下图所示：

步骤3：事务 A 开启第二次查询。根据可重复读隔离级别的规则，此时事务 A 不会重新生成 ReadView，仍用第一次的 ReadView。表 student 中三条数据都满足 id>=1，因此会先查出来。然后根据 ReadView 机制判断每条数据是否可见：

• 1）id=1 的数据，trx_id=10，小于 up_limit_id，可见。
• 2）id=2 的数据，trx_id=30，处于 up_limit_id 和 low_limit_id 之间，进一步判断：30 是否在 trx_ids 数组内？trx_ids=[20,30]，30 在数组内，表示 id=2 的数据是与事务 A 在同一时刻启动的其他事务提交的，所以不可见。
• 3）id=3 的数据，trx_id=30，同样不可见。

结论：最终事务 A 的第二次查询，只能查询出 id=1 的数据，与第一次查询结果一致，因此没有出现幻读现象。所以说，在 MySQL 的可重复读隔离级别下，不存在幻读问题。

5. 总结

本文介绍了 MVCC 在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 这两种隔离级别下，事务执行快照读操作时访问记录版本链的过程。MVCC 使得不同事务的读-写和写-读操作可以并发执行，从而提升系统性能。

核心在于 ReadView 的原理。READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 这两个隔离级别的一个很大不同，就是生成 ReadView 的时机：

• READ COMMITTED：在每一次普通 SELECT 操作前都会生成一个新的 ReadView。
• REPEATABLE READ：只在第一次普通 SELECT 操作前生成一个 ReadView，之后的查询都复用这个 ReadView。

说明：之前提到执行 DELETE 语句或更新主键的 UPDATE 语句并不会立即把对应的记录完全从页面中删除，而是执行一个 delete mark 操作，相当于给记录打上删除标记，这主要就是为了 MVCC 服务的。

通过 MVCC，我们可以解决以下问题：

• 读写之间阻塞的问题：MVCC 让读写互相不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，提升了事务并发处理能力。
• 降低了死锁的概率：MVCC 采用乐观锁的方式，读取数据时不需要加锁，写操作也只锁定必要的行。
• 解决快照读的问题：当查询数据库在某个时间点的快照时，只能看到这个时间点之前事务提交的更新结果，而看不到这个时间点之后的事务提交的更新结果。