之前有说到mysql事务隔离级别和锁，mysql事务隔离级别有：读未提交，读已提交，可重复读，串行化。

可重复读，当开启事务之后，在此次事务中读到的数据都不会变化（除开新增的数据（可重复读隔离级别不能解决幻读）），为什么可重复读隔离级别能做到这样呢，这就不得不提mysql的MVCC（Multi-Version Concurrency Control）多版本并发控制机制。对同一行记录的读写操作不会通过加锁来互斥。Mysql在读已提交和可重复隔离级别下面都实现了MVCC机制。

 

undo日志版本链与read view机制

Mvcc机制主要是依靠undo日志版本链与一致性视图read view来实现的。

undo日志版本链是指一条数据被多个事务依次修改过后，在每个事务修改完后，Mysql会保留修改前的数据undo回滚日志，通过事务ID(trx_id)和roll_pointe(指向上一条undo日志记录)把这些undo日志串联起来形成一个历史记录版本链。

begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个修改操作InnoDB表的语句， 事务才真正启动，才会向mysql申请事务id，mysql内部是严格按照事务的启动顺序来分配事务id的。

在可重复读隔离级别，当事务开启时，执行第一条查询sql时会生成当前事务的一致性视图read-view，注意并不是在开启事务的时候生成一致性视图，该视图在事务结束之前都不会变化(如果是读已提交隔离级别在每次执行查询sql时都会重新生成一致性视图)，这个视图由执行查询时所有未提交事务ID数组（数组里最小的id为min_id）和已创建的最大事务ID（max_id）组成，事务里的任何sql查询结果需要从对应版本链里的最新数据开始逐条跟read-view做比对从而得到最终的快照结果。

如下图：

 

 

如果此时这些事务都没有提交，在这个时候我们进行查询语句的时候，在生成的一致性视图就是：[5,6,7],7 ，[5,6,7]查询时未提交的事务ID数组，执行此查询的时候已创建的最大事务ID。

Undo日志版本链和read view对比规则：

从版本链依次开始比对：

1.如果 版本链中记录的行的（row） trx_id 小于视图中的未提交事务数组ID最小的值( trx_id<min_id )，表示这个版本是已提交的事务生成的，这个数据是可见的；

 2.如果 row 的 trx_id 大于数组的最大ID( trx_id>max_id )，表示这个版本是由后来启动的事务生成的，是不可见的(若 row 的 trx_id 就是当前自己的事务是可见的）；

 3.若 row 的 trx_id 在视图数组中(min_id <=trx_id< max_id)，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见

 4.若 row 的 trx_id 不在视图数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

举个例子：

开启事务，按下面sql的执行循序执行sql

 

 

 

 结合上面undo日志版本链，日志版本链和此表sql的顺序是一致的：

当我们执行查询1的第一条查询的时候生成一致性视图: [5,6],7 在可重复读隔离级别当前这次事务中的查询只会生成一次视图，不会再改变。开始执行比对规则。

版本链第一条数据trx_id为5，命中比对规则3： 在视图数组（未提交的ID数组）中，因此不可见；继续比对trx_id为7，命中规则4，那么则可见。

查询1剩下的两条的sql，因为在第一次执行查询已经生成了一致性视图，虽然在步骤8的时候事务5提交了，但是并不会改变查询1的一致性视图，所以查询1三条查询结果都是一致，这也就实现可重复读。

查询2的查询语句是在事务5提交之后执行的，因此它生成的一致性视图和查询1是不一样的，它的视图中未提交事务ID数组只有事务6，因此它能够查询得到xiaohong55 事务1提交的结果。

如果是读已提交，那么就是每次执行查询语句都会生成新的一致性视图，试想查询1如果在已提交的隔离级别下面，那么执行最后一次的查询生成的一致性视图是和查询2一致的，就能读到事务5已提交的数据了。

对于删除，会将版本链上最新的数据复制一份，然后将trx_id修改成删除操作的 trx_id，同时在该条记录的头信息（record header）里的（deleted_flag）删除标记为true，来表示当前记录已经被删除，在查询时按照上面的规则查到对应的记录如果delete_flag标记为true，意味着记录已被删除，则不返回数据。