世界是由矛盾组成的，并发的矛盾是什么？线程安全和线程效率，要保证线程安全，就得保证秩序（在处理临界资源的时候），所以难免有些线程需要等待，但这样会降低吞吐量。
为什么Innodb会在当今大行其道？就是因为其有优秀的并发能力。这篇文章就主要谈谈这个问题。
Innodb控制并发的手段有两个：锁 和 MVCC
一 锁
1.普通锁：读写都加锁，本质上是串行的。
2.共享锁和排他锁(Share Locks，记为S；eXclusive Locks，记为X)，只有两个共享锁不互斥，也就是说多个读操作是可以并行的，而读写操作是不能并行的。
二 MVCC
MVCC的核心思想是数据的多版本。
当有写操作的是时候，data会可克隆出一个新版本V1，写操作操作的是V1，而读操作将读取老版本V0的数据。
总结：
普通锁：串行
共享锁和排他锁：读读并行
MVCC：读写并行
那老数据是存储在什么地方呢?这里先介绍两个概念。
什么是redo日志？
数据库事务提交以后，不会马上刷新到磁盘上，因为磁盘随机IO性能太低，这样会影响数据库的吞吐量。
优化方案是将写操作先写到redo日志里，这样就变成了顺序IO，再定期刷新到磁盘上，这样就能提高效率了。
假设某个时刻数据库崩溃，有些数据还没有刷新到磁盘上，那么数据库重启后，会重做redo日志里的内容。
什么是undo日志？
数据库事务未提交时，修改前的数据的旧版本会存储在undo日志里，当数据库崩溃或者事务回滚时，会回恢复undo日志里的内容。
总结：
redo日志：保障已提交事务的acid特性
undo日志：保障未提交事务的acid特性
当数据库对数据做修改的时候，需要把数据页从磁盘读到buffer pool中，然后在buffer pool中进行修改，那么这个时候buffer pool中的数据页就与磁盘上的数据页内容不一致，称buffer pool的数据页为dirty page 脏数据，如果这个时候发生非正常的DB服务重启，那么这些数据还没在内存，并没有同步到磁盘文件中（注意，同步到磁盘文件是个随机IO），也就是会发生数据丢失，如果这个时候，能够在有一个文件，当buffer pool 中的data page变更结束后，把相应修改记录记录到这个文件（注意，记录日志是顺序IO），那么当DB服务发生crash的情况，恢复DB的时候，也可以根据这个文件的记录内容，重新应用到磁盘文件，数据保持一致。
什么是回滚段？
回滚段是undo日志的一种组织形式，UNDO内部由多个回滚段组成
现在回到MVCC，旧版本数据存储在什么地方呢？
就是存储在undo日志里。回滚段里存储的就是历史数据的快照，它们不会改变，其他事务可以肆无忌惮地读取这些数据快照。
可见，innodb高并发的实现关键就是拥有多版本并发控制（Multi Version Concurrency Control, MVCC），通过读取旧版本数据（历史数据的快照）来实现并发。
那么select读取的是什么？
select * from t where id>2;
这一句是快照读，不需要加锁。
select * from t where id>2 lock in share mode;
select * from t where id>2 for update;
这两句显式加锁，是非快照读。
以下是《高性能MySQL》中的描述：
MVCC的定义：多版本控制: 指的是一种提高并发的技术。最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。引入多版本之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了InnoDB的并发度。
InnoDB是在undo log中实现的，通过undo log可以找回数据的历史版本。找回的数据历史版本可以提供给用户读(按照隔离级别的定义，有些读请求只能看到比较老的数据版本)，也可以在回滚的时候覆盖数据页上的数据。在InnoDB内部中，会记录一个全局的活跃读写事务数组，其主要用来判断事务的可见性。
MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别够和MVCC不兼容, 因为 READ UNCOMMITTED 总是读取最新的数据行, 而不是符合当前事务版本的数据行。而 SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。
参考：
MySQL-InnoDB-MVCC多版本并发控制
InnoDB并发如此高，原因竟然在这?
说说MySQL中的Redo log Undo log都在干啥
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