一、undo log版本鏈
我們在執行update,insert,delete的時候會生成undo log日誌，以防止回滾使用。
一條sql執行，會生成一條undo log日誌：
其中trx_id就是執行這條sql的事務id，roll_pointer指向對同乙個值修改的undo log日誌，因為當前沒有，就指向乙個空物件。
又有乙個sql對這個資料進行修改，事務id為51,值改為b:
對同一條資料進行修改，通過roll_pointer連起來，就形成了undo log版本鏈。
二、readview機制
執行乙個事務的時候生成乙個readview，readview包括：
1.m_ids:還未提交的事務id
2.min_trx_id:m_ids中最小的事務id
3.max_trx_id:mysql生成的下乙個事務id
4.creator_trx_id:當前事務id，也就是建立這個read view的事務id
比如現在有事務a,事務b對資料進行修改,事務a生成的read view：
三、mysql的rr級別實現原理
那麼mysql的mvcc機制如何基於undo log版本鏈和readview來實現呢？
我們看看mysql預設的rr級別，解決了髒讀、不可重複讀、幻讀等問題:
髒讀：事務b開啟，undo log生成一條日誌。此時事務a來查詢，值為b的這條undo log，trx_id為60，比事務a中readview的creator_trx_id：50要大，說明在事務a開啟前執行的，查一下m_ids果然在這個集合裡面，說明這個事務和事務a同時進行的，繼續向下走。下一條日誌的trx_id為50，就是自己事務的id可以查詢，返回值a。這就解決了髒讀的問題。
不可重複讀：在事務b開啟前，事務a查詢到的值為a。提交後，事務a查詢到的值還是a，解決了不可重複讀的問題。
幻讀：比如執行一條sql：select count(*) where id>10;
事務a剛開始查詢時，滿足條件的只有3條。事務b此時插入一條資料，id為6。事務a來查詢，id>10的資料，發現復合查詢條件的有2條，一條為原始3條，一條為事務b提交後的4條。事務a比較trx_id比事務b的小，而且在m_ids中，所以返回的是原始資料那條還是3。這就解決了幻讀的問題。
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