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每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个roll_pointer属性（INSERT操作对应的undo日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些undo日志都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样：
对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条undo日志中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被roll_pointer属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id。于是可以利用这个记录的版本链来控制并发事务访问相同记录的行为，那么这种机制就被称之为多版本并发控制(Mulit-Version Concurrency Control MVCC)。
ReadView
对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说，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就好了。
对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来说，InnoDB使用加锁的方式来访问记录。
对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录，也就是说假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是：READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别在不可重复读和幻读上的区别，这两种隔离级别关键是需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的。
为此，InnoDB提出了一个ReadView的概念，这个ReadView中主要包含4个比较重要的内容：
m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中的最小值。
max_trx_id: 表示系统应该分配给下一个事务的ID值，以便在生成ReadView时使用。请注意，max_trx_id不一定是m_ids中的最大值，因为事务id是递增分配的。例如，假设有三个事务分别为ID 1、2、3，在ID 3的事务提交后。那么一个新的读事务在生成ReadView时，m_ids就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4。
creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id。
有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的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值相同，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min_trx_id值，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max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。
如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间(min_trx_id <= trx_id < max_trx_id)，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_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，事务还没提交，该版本不可以被访问；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。
如果某个版本的数据对当前事务不可见的话，那就顺着版本链找到下一个版本的数据，继续按照上边的步骤判断可见性，依此类推，直到版本链中的最后一个版本。如果最新的版本也无法查看，则该记录对该事务是完全不可见的，查询结果将不包含该记录。
在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同。
我们还是以表teacher为例，假设现在表teacher中只有一条由事务id为60的事务插入的一条记录，接下来看一下READ COMMITTED和REPEATABLE READ所谓的生成ReadView的时机不同到底不同在哪里。
READ COMMITTED每次读取数据前都生成一个ReadView
假设现在系统里有两个事务id分别为80、120的事务在执行：
# Transaction 80
set session transaction isolation level read committed;
begin
update teacher set name='S' where number=1;
update teacher set name='T' where number=1;
此刻，表teacher中number为1的记录得到的版本链表如下所示：
假设现在有一个使用READ COMMITTED隔离级别的事务开始执行：
set session transaction isolation level read committed;
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
这个SELECE1的执行过程如下：
在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[80, 120]，min_trx_id为80，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。
然后从版本链中挑选可见的记录，最新版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’S’，该版本的trx_id值也为80，也在m_ids列表内，根据步骤4也不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’J’，该版本的trx_id值为60，小于ReadView 中的min_trx_id值，根据步骤2判断这个版本是符合要求的。
之后，我们把事务id为80的事务提交一下，然后再到事务id为120的事务中更新一下表teacher 中number为1的记录：
set session transaction isolation level read committed;
# Transaction 120
begin
update teacher set name='K' where number=1;
update teacher set name='F' where number=1;
此刻，表teacher 中number为1的记录的版本链就长这样：
然后再到刚才使用READ COMMITTED隔离级别的事务中继续查找这个number 为1的记录，如下：
# 使用READ COMMITTED隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
# SELECE2：Transaction 80提交、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'T'
这个SELECE2 的执行过程如下：
在执行SELECT语句时会又会单独生成一个ReadView，该ReadView的m_ids列表的内容就是[120]（事务id为80的那个事务已经提交了，所以再次生成快照时就没有它了），min_trx_id为120，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是’F’，该版本的trx_id值为120，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name 的内容是’K’，该版本的trx_id值为120，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，小于ReadView中的min_trx_id值120，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’‘T’'的记录。
以此类推，如果之后事务id为120的记录也提交了，再次在使用READCOMMITTED隔离级别的事务中查询表teacher中number值为1的记录时，得到的结果就是’F’了，具体流程我们就不分析了。
总结一下就是：使用READCOMMITTED隔离级别的事务在每次查询开始时都会生成一个独立的ReadView。
REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个ReadView
对于使用REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，只会在第一次执行查询语句时生成一个ReadView，之后的查询就不会重复生成了。我们还是用例子看一下是什么效果。
假设现在系统里有两个事务id分别为80、120的事务在执行：
# Transaction 80
begin
update teacher set name='S' where number=1;
update teacher set name='T' where number=1;
此刻，表teacher中number为1的记录得到的版本链表如下所示：
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;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
这个SELECE1的执行过程如下（与READ COMMITTED的过程一致）：
在执行SELECT语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[80, 120]，min_trx_id为80，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。
然后从版本链中挑选可见的记录，最新版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’S’，该版本的trx_id值也为80，也在m_ids列表内，根据步骤4也不符合要求，继续跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’J’，该版本的trx_id值为60，小于ReadView 中的min_trx_id值，根据步骤2判断这个版本是符合要求的。
之后，我们把事务id为80的事务提交一下，然后再到事务id为120的事务中更新一下表teacher 中number为1的记录：
# Transaction 80
begin
update teacher set name='K' where number=1;
update teacher set name='F' where number=1;
此刻，表teacher 中number为1的记录的版本链就长这样：
然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，如下：
# 使用REPEATABLE READ隔离级别的事务
begin;
# SELECE1：Transaction 80、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
# SELECE2：Transaction 80提交、120未提交
SELECT * FROM teacher WHERE number = 1; # 得到的列name的值为'J'
这个SELECE2的执行过程如下：
因为当前事务的隔离级别为REPEATABLE READ，而之前在执行SELECE1时已经生成过ReadView了，所以此时直接复用之前的ReadView，之前的ReadView的m_ids列表的内容就是[80, 120]，min_trx_id为80，max_trx_id为121，creator_trx_id为0。
然后从版本链中挑选可见的记录，从图中可以看出，最新版本的列name的内容是’F’，该版本的trx_id值为120，在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’K’，该版本的trx_id值为120，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’T’，该版本的trx_id值为80，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’S’，该版本的trx_id值为80，也在m_ids列表内，根据步骤4不符合可见性要求，根据roll_pointer跳到下一个版本。
下一个版本的列name的内容是’J’，该版本的trx_id值为60，小于ReadView中的min_trx_id值80，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以这个版本是符合要求的，最后返回给用户的版本就是这条列name为’‘J’'的记录。
可重复读的意思是两次SELECT查询的结果相同，记录的列值均为'J'。
如果我们之后再把事务id为120的记录提交了，然后再到刚才使用REPEATABLE READ隔离级别的事务中继续查找这个number为1的记录，得到的结果还是’J’，具体执行过程大家可以自己分析一下。
MVCC下的幻读现象和幻读解决
前面我们已经知道了，REPEATABLE READ隔离级别下MVCC可以解决不可重复读问题，那么幻读呢？MVCC是怎么解决的？幻读是一个事务按照某个相同条件多次读取记录时，后读取时读到了之前没有读到的记录，而这个记录来自另一个事务添加的新记录。
我们可以想想，在REPEATABLE READ隔离级别下的事务T1先根据某个搜索条件读取到多条记录，然后事务T2插入一条符合相应搜索条件的记录并提交，然后事务T1再根据相同搜索条件执行查询。结果会是什么？按照ReadView中的比较规则：
无论事务T2是否先于事务T1开启，事务T1都无法观察到T2的提交。请根据以上所述的版本历史、阅读视图与可视性判断规则，自行进行分析。
但是，在REPEATABLE READ隔离级别下InnoDB中的MVCC可以很大程度地避免幻读现象，而不是完全禁止幻读。怎么回事呢？我们来看下面的情况：
| T1 |
T2 |
| begin; |
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| select * from teacher where number=30; 无数据 |
begin; |
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insert into teacher values(30, ‘X’, ‘Java’); |
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commit; |
| update teacher set domain=‘MQ’ where number=30; |
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| select * from teacher where number = 30; 有数据 |
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뭐야, 무슨 일이야? 트랜잭션 T1에는 분명히 팬텀 읽기 현상이 있습니다. REPEATABLE READ 격리 수준에서 T1은 처음으로 일반 SELECT 문을 실행할 때 ReadView를 생성한 다음 T2는 Teacher 테이블에 새 레코드를 삽입하고 제출합니다. ReadView는 T1이 새로 삽입된 레코드를 수정하기 위해 UPDATE 또는 DELETE 문을 실행하는 것을 막을 수 없습니다. (T2가 이미 제출했기 때문에 레코드를 변경해도 차단이 발생하지 않습니다.) 이런 방식으로 이 새 레코드의 trx_id 숨겨진 열 값은 be T1의 트랜잭션 ID가 됩니다. 그 후 T1은 일반 SELECT 문을 사용하여 이 레코드를 쿼리할 때 이 레코드를 볼 수 있으며 이 레코드를 클라이언트에 반환할 수 있습니다. MVCC는 이러한 특수 현상으로 인해 가상 읽기를 완전히 제거할 수 없습니다.
MVCC 요약
위의 설명에서 볼 수 있듯이 소위 MVCC(Multi-Version ConcurrencyControl, 다중 버전 동시성 제어)는 READ COMMITTD와 REPEATABLE READ의 두 가지 격리 수준을 사용하여 일반 트랜잭션을 실행하는 것을 의미합니다. SELECT 작업은 기록된 버전 체인에 액세스하는 프로세스입니다. 이를 통해 서로 다른 트랜잭션의 읽기-쓰기 및 쓰기-읽기 작업을 동시에 실행할 수 있으므로 시스템 성능이 향상됩니다.
READ COMMITTD와 REPEATABLE READ의 두 가지 격리 수준의 큰 차이점은 ReadView를 생성하는 타이밍이 다르다는 것입니다. READ COMMITTD는 각 일반 SELECT 작업 전에 ReadView를 생성하는 반면 REPEATABLE READ는 처음으로 ReadView를 생성합니다. SELECT 작업 전에 ReadView를 생성하고 후속 쿼리 작업에 이 ReadView를 재사용하면 기본적으로 팬텀 읽기 현상을 피할 수 있습니다.
기본 키를 업데이트하는 DELETE 문이나 UPDATE 문을 실행하면 페이지에서 해당 레코드가 즉시 완전히 삭제되지 않고 소위 삭제 표시 작업이 수행된다고 앞서 말씀드렸습니다. 레코드의 삭제 플래그는 주로 MVCC용입니다. 또한, 소위 MVCC는 일반적인 SEELCT 쿼리를 수행할 때만 적용됩니다. 지금까지 본 SELECT 문은 모두 일반 쿼리입니다.
