版本链
在innodb引擎表中，他们的聚簇索引记录中有两个隐藏列：
- trx_id：用来存储对数据进行修改时的事务id
- roll_pointer：每次对哪条聚簇索引记录有修改的时候，就会把老版本写入undo日志中。这个roll_pointer就是存了一个指针，它指向这条聚簇索引记录的上一个版本的位置，通过它来获得上一个版本的记录信息。
| id | name | trx_id | roll_pointer |
|---|---|---|---|
| 1 | 小明 | 50 | 0x00af |
例如目前有个trx_id是60的事务正执行如下语句： update table set name = ‘小明1’ where id = 1
此时在 undo 日志中就存在版本链
| id | name | trx_id | roll_pointer |
|---|---|---|---|
| 1 | 小明1 | 60 | last_version |
| ↓指向 | |||
| 1 | 小明 | 50 | null |
版本链可以类似git一样，对一行的数据进行版本控制，可以通过 undo_log进行回滚操作
readview
已提交读和可重复读的区别就在于它们生成readview的策略不同。
readview中主要就是有个列表来存储我们系统中当前活跃的读写事务（ begin未 commit 的 tx）。通过这个列表来判断记录的某个版本是否对当前事务可见。假设当前列表里的事务 id 为[80,100]。
id <= 80(最小事务id) id >= 80 && id <= 100 id >= 100
这些记录都是去版本链里面找的，先找最近记录，如果最近这一条记录事务id不符合条件，不可见的话，再去找上一个版本再比较当前事务的id和这个版本事务id看能不能访问，以此类推直到返回可见的版本或者结束。
举个例子 ，在已提交读隔离级别下：
比如此时有一个事务id为100的事务，修改了name,使得的name等于小明2，但是事务还没提交。则此时的版本链是
| id | name | trx_id | roll_pointer |
|---|---|---|---|
| 1 | 小明2 | 100 | last_version |
| ↓指向 | |||
| 1 | 小明1 | 60 | last_version |
| ↓指向 | |||
| 1 | 小明 | 50 | null |
那此时另一个事务发起了 select 语句要查询 id 为 1 的记录，那此时生成的 readview 列表只有[100]。那就去版本链去找了，首先肯定找最近的一条，发现 trx_id 是 100,也就是 name 为 小明2 的那条记录，发现在列表内，所以不能访问。
这时候就通过指针继续找下一条，name为 小明1 的记录，发现 trx_id 是 60，小于列表中的最小 id，所以可以访问，直接访问结果为 小明1 。
那这时候我们把事务 id 为 100 的事务提交了，并且新建了一个事务 id 为 110 也修改 id 为 1 的记录，并且不提交事务
-- trx_id = 110 begin; update table set name = '小明3' where id = 1
这时候版本链就是
| id | name | trx_id | roll_pointer |
|---|---|---|---|
| 1 | 小明3 | 110 | last_version |
| ↓指向 | |||
| 1 | 小明2 | 100 | last_version |
| ↓指向 | |||
| 1 | 小明1 | 60 | last_version |
| ↓指向 | |||
| 1 | 小明 | 50 | null |
这时候之前那个select事务又执行了一次查询,要查询id为1的记录。
不同隔离级别造成此处结果不同
如果你是 已提交读 隔离级别，这时候你会重新一个readview，那你的活动事务列表中的值就变了，变成了[110]。
按照上的说法，你去版本链通过trx_id对比查找到合适的结果就是小明2。
如果你是 可重复读 隔离级别，这时候你的 readview 还是第一次 select 时候生成的 readview, 也就是列表的值还是[100]。所以 select 的结果是小明1。所以第二次 select 结果和第一次一样，所以叫 可重复读 ！
这就是mysql的mvcc,通过版本链，实现多版本，可并发读-写，写-读。通过readview生成策略的不同实现不同的隔离级别。
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