什麼是mvvc，為什麼要用它
在mysql的也就是讀不會加鎖。
舉個不是很準確的例子，有兩個事務t1,t2，它們的id分別是1,2。由於事務id是遞增唯一的，因此可以認為t2在邏輯上是後於t1發生的，當t2想要查詢(select)某一行，這行的trx_id(最後修改本行資料的事務id)為1，那麼我們就可以認為這一行對t2是可見的，因此返回改行資料。
其實這個例子問題很大，這也是為什麼要寫這篇文章記錄一下
前置知識
在innodb中，每個行後面都有一些額外的字段，主要要知道db_trx_id(最近修改行的事務id),db_roll_ptr(指向該行被修改的前乙個狀態),delete_version(行是否被刪除)。
當某個事務t對一行r做update操作時，若r對t是可見的(判斷方法放在後面講)，將該行的delete_version置為t的id，並將改行放入undo log中，而在表中會插入一條新的行r』，r』的db_trx_id為t的id，delete_version為空，db_roll_ptr指向剛剛被打入undo log的那行
修改前↓
修改後↓
read view
其實readview可以理解成資料庫中某個時間戳所有未提交事務的快照，readview類有這麼幾個引數：
m_ids：當前時間戳所有未提交的事務
min_trx_id：m_idx中最小的事務id
creator_trx_id：當前事務id
當建立乙個readview物件時，也就知道了這個時間點上未提交事務的所有資訊，從而能夠通過這些資訊實現鎖的作用甚至增強。
有了這個readview，這樣在訪問某條記錄時，只需要按照下邊的步驟判斷記錄的某個版本是否可見：
如果被訪問版本的trx_id屬性值與readview中的creator_trx_id值相同，意味著當前事務在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當前事務訪問。
如果被訪問版本的trx_id屬性值小於readview中的min_trx_id值，表明生成該版本的事務在當前事務生成readview前已經提交，所以該版本可以被當前事務訪問。
如果被訪問版本的trx_id屬性值大於或等於readview中的max_trx_id值，表明生成該版本的事務在當前事務生成readview後才開啟，所以該版本不可以被當前事務訪問。
如果被訪問版本的trx_id屬性值在readview的min_trx_id和max_trx_id之間，那就需要判斷一下trx_id屬性值是不是在m_ids列表中，如果在，說明建立readview時生成該版本的事務還是活躍的，該版本不可以被訪問；如果不在，說明建立readview時生成該版本的事務已經被提交，該版本可以被訪問。
正題
首先會建立乙個readview物件r:
r.m_ids=[t2,t3,t5],
r.min_trx_id=2,
r.max_trx_id=7
由於該行db_trx_id=2, 而2!
如果該行是這樣子的：
由於1又如果是：
那就最後的改動就是在t6中進行的，也是對t6可見。
亦或是
cpu排程嘛，人家雖然後來的但也可能先你下手了 。因此由於8>=r.max_trx_id=7,所以該行對t6不可見，找一下db_roll_ptr指向的行，由於是空，返回0行。(如果不為空，那麼對所指向的行對同樣的可見性判斷)
再者：
雖然r.min_trx.id<=4
copy的，tmin，tmax，tid0分別對應r.min_trx.id，r.max_trx_id，db_trx_id。
回到開頭
有些部落格寫的是
如果以小於或等於當前事務版本號為依據來判斷行的可見性，那麼就會漏掉依然活躍未提交的事務，在rr隔離級別下會產生不可重複度(離譜)。
rr和rc的區別
read committed —— 每次讀取資料前都生成乙個readview
repeatable read —— 在第一次讀取資料時生成乙個readview
featrue plus
其實在這樣的mvvc下，innodb在rr隔離級別下就能避免了幻讀，原因是不管是後面新的事務還是已經存在的未提交事務，他們新增的資料行對當前事務都是不可見的，而已提交的事務又不可能新增行，妙啊
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