MySQL默认事务隔离级别是repeatable-read（RR），脏读、不可重复读、幻读，都不会发生。它是怎么做到的呢？
这就是由经典的MVCC多版本并发控制机制做到的，MVCC的实现，又是基于undo log版本链的。
前面讲MySQL一行数据的存储格式，讲到了每行数据有两个隐藏的字段：trx_id、roll_pointer。trx_id就是最近一次更新这条数据的事务id，roll_pointer指向了你更新这个事务之前生成的undo log。
假设有一个事务A(id = 50)，插入了一条数据A，它的数据格式如下：
图1undo log版本链
接着事务B修改这条数据把值修改为B，事务B的id是58，此时会生成一个undo log记录之前的值，roll_pointer指向这个undo log日志。
图2undo log版本链
假设再来了一个事务C，它的事务id是68，把数据值改为了C，此时undo log版本链就变成这样了。
图3undo log版本链
事务执行的时候，都会更新隐藏的字段trx_id和roll_pointer，同时之前多个数据快照对应的undo log也会通过roll_pointer串联起来，最终形成一个版本链。
基于undo log实现的ReadView
执行一个事务的时候，会生成一个ReadView，里面包含这些东西：
m_ids，此时有哪些事务在MySQL中还没有提交的事务id；
min_trx_id，m_ids里最小的；
max_trx_id，MySQL下一个要生成的事务id；
creator_trx_id，表示生成该ReadView的事务的事务id。
假设数据库中有一行数据，值是A，事务id是32，如下图所示：
图4 初始情况下，数据库中有一行数据
此时有两个事务并发过来执行，事务A(id=45），事务B（id=59），事务A要去读取这行数据，事务B要去修改这行数据。
事务A开启一个ReadView，此时它长这样：
图5 ReadView
ReadView的m_ids包含事务A和事务B的两个id，45和49，min_trx_id是45，max_trx_id是60，creator_trx_id就是45，就是事务A自己。
这时候事务A第一次查询这行数据，会去判断一下当前这行数据的trx_id是否小于ReadView中的min_trx_id。现在trx_id = 32，是小于ReadView里的min_trx_id=45的，说明你事务开启之前，修改这行数据的事务早就提交了，所以此时可以查询到这行数据。
图6事务A读取数据
接着事务B开始修改这行数据，事务B把值修改为B，然后这行数据的trx_id设置为自己的id，也就是59，同时roll_pointer指向了修改之前生成的undo log。
图7事务B修改数据
这时候事务A第二次查询，发现此时数据行里的trx_id=59，大于ReadView里的min_trx_id=45，同时小于max_trx_id=60，说明更新这条数据的事务，很可能跟自己差不多同时开启。果然ReadView的m_ids里有45和59两个事务id，事务B是跟自己并发执行提交的，所以这行数据是不能查询的。
图8事务A第二次读数据
事务A不能查修改后的值，那怎么办？顺着undo log版本链查询之前的版本！
于是就会查到trx_id=32的数据，trx_id=32是小于ReadView里min_trx_id=45的，可以查出来。
看到这里，大家能不能猜想到多事务并发的时候，MySQL是如何解决那一堆问题的？就是通过undo log版本链 + ReadView解决的！
假设事务A执行的过程中，事务C来更新这行数据为C，事务id=78。
图9 事务C修改数据
此时事务A第三次去查，发现当前数据的trx_id=78，比ReadView中的max_trx_id=60还大，说明这条数据是事务A开启之后修改的，不应该查到！
于是事务A顺着undo log版本链往下找，先找到trx_id=59的数据，上面分析过了，这条数据也不能查，于是继续向undo log版本链向下找，最终返回trx_id=32的数据。
通过undo log版本链和ReadView，MySQL就可以保证你只能读取到事务开启前别的事务更新的值，和自己更新的值。
总的来说，就是一个事务只能读取到事务id小于等于自己的数据。
读已提交(RC)如何基于MVCC实现多事务并发控制？
只要你搞明白了上面的undo log版本链 + ReadView机制，对于RC、RR如何基于这套机制实现多版本并发控制，就非常好理解了。
首先，有一点非常重要，RC隔离级别下，一个事务每次发起查询，都会生成一个ReadView。
假设库里有一行数据，trx_id=50，现在有两个事务A（id=60)，事务B（id=70）并发执行。
事务B修改数据值为B，此时trx_id=70，如图：
这时候，事务B还没提交，事务A发起查询，那么就会生成已给ReadView。
ReadView的m_ids里活跃的事务由60和70，此时事务A是无法查出事务B修改的值B的。于是顺着版本链向下找，就找到trx_id=50的数据了。
接着，事务B提交了，事务A再次发起查询，又生成了一个ReadView。
事务A再次基于ReadView查询，发现这条数据的trx_id虽然在min_trx_id和max_trx_id之间，却不在m_id里，说明事务B在生成本次ReadView之前已经提交了，那么本次就可以查询到事务B修改的这个值了。
RC隔离级别如何实现的，级别就讲完了，其关键在于每次查询都会生成一个新的ReadView。
可重复读(RR)如何基于MVCC实现多事务并发控制？
可重复读隔离级别下，解决了脏读、不可重复读、幻读这些问题，它是如何实现的呢？
假设，数据库有一条数据trx_id=50，现在有两个事务A（id=60)，事务B（id= 70）并发执行。
事务A发起一个查询，会生成一个ReadView。
这个事务A基于这个ReadView去查这条数据，会发现trx_id =50，小于ReadView里的min_trx_id，可以直接查出来。
接着事务B修改数据值为B，此时会修改trx_id=70，然后提交事务。
接着事务A第二次去查询这条数据，要知道它的ReadView没有变。它会发现此时数据的trx_id=70在min_trx_id和max_trx_id之间，并且在m_ids中。那肯定不能查询出来。于是顺着undo log版本链向下找。
找到了trx_id=50的数据，这条数据是事务A开启查询之前提交了，可以返回。
所有，RR隔离级别下，事务多次查询，它的ReadView是不变的，这与RC是不同的，RC隔离级别下，每次查询都会生成应给ReadView。
RR隔离级别下，就这样解决了不可重复读问题。
由于RR隔离级别下，ReadView只会生成一次，那么你可以简单的理解成，MySQL多事务并发执行时，只能查询到事务id比小于等于自己的数据。
其实幻读的解决方法与解决不可重复读原理是一样的，笔者这里就不再多赘述，有兴趣的同学可以自己整理下思路，在脑子里过一下它内部的运行流程。
有道无术，术可成；有术无道，止于术
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