当前读（加锁）
读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。对于我们日常的操作，如：select … lock in share mode(共享锁)，select …for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读.
在测试中我们可以看到，纵然是在默认的RR隔离级别下，事务A中依然可以读取到事务B最新提交的内容，由于在查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁，此时是当前读操作。固然，当我们加排他锁的时候（FOR UPDATE），也是当前读操作。
快照读（不加锁）
简朴的select（不加锁）就是快照读，快照读，读取的是记录数据的可见版本，有可能是汗青数据，不加锁，是非阻塞读。
- Read Committed：每次select，都生成一个快照读。（每次都生成ReadView）
- Repeatable Read：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。（第一次select才生成ReadView）
- Serializable：快照读会退化为当前读。
在测试中,我们看到纵然事务B提交了数据,事务A中也查询不到。 缘故起因就是由于普通的select是快照读，而在当前默认的RR隔离级别下，开启事务后第一个select语句才是快照读（可能是汗青记录）的地方，后面执行雷同的select语句都是从快照（可能是汗青记录）中获取数据，可能不是当前的最新数据，这样也就保证了可重复读。
（每次复用前面的ReadView，除非本事务自己修改，否则其他事务的修改，本事务无法知道的！）
MVCC
全称 Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能。MVCC的具体实现，还必要依赖于数据库记录中的三个隐式字段、undo log日记、readView。
接下来，我们再来介绍一下InnoDB引擎的表中涉及到的隐藏字段 、undolog 以及 readview，从而来介绍一下MVCC的原理。
隐藏字段
当我们创建了上面的这张表，我们在查看表结构的时候，就可以显式的看到这三个字段。 实际上除了这三个字段以外，InnoDB还会主动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是：
字段名称含义DB_TRX_ID最近修改事务ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID。DB_ROLL_PTR回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于共同undo log，指向上一个版本。DB_ROW_ID隐藏主键，假如表结构没有指定主键，将会生成该隐藏字段，用于唯一标识每一行记录。 而上述的前两个字段是肯定会添加的， 是否添加最后一个字段DB_ROW_ID，得看当前表有没有主键，
假如有主键，则不会添加该隐藏字段
undo-log
回滚日记，在insert、update、delete的时候产生的便于数据回滚的日记。当insert的时候，产生的undo log日记只在回滚时必要，在事务提交后，可被立即删除。而update、delete的时候，产生的undo log日记不光在回滚时必要，在快照读时也必要，不会立即被删除。
版本链
有一张表原始数据为：有一张表原始数据为：
idagenameDB_TRX_IDDB_ROLL_PTR3030A301null DB_TRX_ID : 代表最近修改事务ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID，是自增的。
DB_ROLL_PTR ： 由于这条数据是才插入的，没有被更新过，所以该字段值为null。
然后，有四个并发事务同时在访问这张表。
A. 第一步
当事务2执行第一条修改语句时，会记录undo log日记，记录数据变动之前的样子; 然后更新记录，而且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定假如发生回滚，回滚到哪一个版本。
B.第二步
当事务3执行第一条修改语句时，也会记录undo log日记，记录数据变动之前的样子; 然后更新记录，而且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定假如发生回滚，回滚到哪一个版本
C. 第三步
当事务4执行第一条修改语句时，也会记录undo log日记，记录数据变动之前的样子; 然后更新记录，而且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定假如发生回滚，回滚到哪一个版本
终极我们发现，不同事务或雷同事务对同一条记录进行修改，会导致该记录的undolog生成一条记录版本链表，链表的头部是最新的旧记录，链表尾部是最早的旧记录。
readview
ReadView（读视图）是 快照读 SQL执行时MVCC提取数据的依据，记录并维护系统当前活泼的事务（未提交的）id(留意：是维护未提交事务id,m_ids）
ReadView中包罗了四个核心字段：
字段名称含义m_ids当前活泼的事务ID聚集。min_trx_id最小活泼事务ID。max_trx_id预分配事务ID，当前最大事务ID+1（由于事务ID是自增的）。creator_trx_idReadView创建者的事务ID。 而在readview中就规定了版本链数据的访问规则：
trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID
条件是否可以访问说明trx_id == creator_trx_id可以访问该版本成立，说明数据是当前这个事务更改的。trx_id < min_trx_id可以访问该版本成立，说明数据已经提交了。trx_id > max_trx_id不可以访问该版本成立，说明该事务是在ReadView生成后才开启。（这里应该是异常环境，想了很久，始终想不通什么环境会导致这种环境）min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id假如trx_id不在m_ids中，是可以访问该版本成立，说明数据已经提交。由于m_ids是未提交的事务，假如未提交则不能访问，提交了则可以访问 不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：
- READ COMMITTED（RC，读已提交） ：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
- REPEATABLE READ（RR,可重复读）：仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView
MVCC原理分析
RC
RC隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
我们就来分析事务5中，两次快照读读取数据，是如何获取数据的?
在事务5中，查询了两次id为30的记录，由于隔离级别为Read Committed，所以每一次进行快照读都会生成一个ReadView，那么两次生成的ReadView如下。
那么这两次快照读在获取数据时，就必要根据所生成的ReadView以及ReadView的版本链访问规则，到undolog版本链中匹配数据，终极决定此次快照读返回的数据
A. 先来看第一次快照读具体的读取过程：
在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：（拿记录+undo log里面每个版本的数挨行往ReadView里面去套公式，就是记录+0x00003+0x00002+0x00001）
先匹配
idagenameDB_TRX_IDDB_ROLL_PTR3010A340x00003 trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID
m_ids是未提交的事务id的聚集
这条记录，这条记录对应的trx_id为4，也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，
都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条
B. 再来看第二次快照读具体的读取过程:
RR隔离级别
RR隔离级别下，仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView。 因此，一个事务中，执行两次雷同的select语句，查询到的结果是一样的
那MySQL是如何做到可重复读的呢? 我们简朴分析一下就知道了
所以呢，MVCC的实现原理就是通过 InnoDB表的隐藏字段、UndoLog 版本链、ReadView来实现的。
而MVCC + 锁，则实现了事务的隔离性。 而一致性则是由redolog 与 undolog保证。
m_ids是未提交的事务
creator trx id是当前Select语句读取产生的事务id，生成ReadView
当前事务id是DB trx id
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