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ReadView机制是基于undo Log版本链实现的一整套视图机制，在事务执行的时候生成一个Read View，然后根据不同的事务级别来判断哪些版本的数据是可以读取到的，下面了解下最常用的RC、RR级别是如何实现的。

RC（Read Committed）隔离级别基于ReadView机制实现

RC隔离级别，在事务运行期间，只要别的事务修改数据并且提交，那么就可以读取到其它事务修改的数据。 MySQL 实现RC隔离级别最核心的要点在于：当一个事务设置为RC隔离界别的时候，每次发起查询都重新生成一个ReadView。 假设有一行数据，事务id=30，此时有两个事务，事务A（id=40），事务B（id=50），如下图所示：

此时事务B发生了更新操作，将这条数据值修改为值B，并未提交事务，所以此时的数据trx_id=50,同时生成一条undo log日志。如下图所示：

这个时候事务A发起查询，会生成ReadView，min_trx_id=40,max_trx_id=60,crearor_trx_id=60,m_ids=(40,50)，当事务A查询的时候，此时数据的trx_id =70，是属于事务ID范围之间，说明这条数据是在事务A生成ReadView之前就有这个活跃的事务，并且这个事务修改了数据值，但是此时这个事务B还没有提交，根据事务隔离级别，未提交的事务修改值是不允许查询的，就会顺着undo log 版本链继续往下查找，就会找到原始值，然后它的trx_id =30 是小于当前ReadView里的min_trx_id，说明是事务A生成ReadView之前已经事务提交的数据，可以被查询到。

此时事务B成功提交，根据RC隔离级别，事务正常提交的数据应该被正常查询到。那么事务A再次查询的时候如何查询到事务B已经提交的数据呢？ 在事务A再次查询的时候，再次生成一个ReadView，此时生成的ReadView，数据库内活跃的事务只有事务A，因此min_trx_id=40，max_trx_id=60,creator_trx_id=40,m_id=(40)，事务B不在出现在m_ids 活跃的事务列表里。此时事务A再次基本重新生成的ReadView去查询，会发现数据trx_id=50,虽然在min_trx_id和max_trx_id之间，但是不在m_ids里，说明该条数据在本地ReadView之前就已经提交，可以被查询到。

RC隔离级别的实现，关键点在于每次查询的时候都生成新的ReadView，如果在这次查询之前有事务修改了数据并且提交了，那么在这次查询的ReadView里，那个m_ids列表就不会存在这个已经提交的事务，那么就可以读取到其它事务修改的值。

RR（Repeatable Read）隔离级别基于ReadView机制实现

RR 隔离级别，事务读取一条数据，无论读取多少次，都是同一个值，其它的事务修改数据后并成功提交事务，那么也是读取不到别人修改的值，这样就避免了重复读的问题。 上面RC隔离机制实现的时候每次查询的时候都生成一个ReadView，为的是剔除在生成ReadView同一时间段提交的事务ID，这样保证可以读取到其它事务修改的值，RR隔离机制实现的时候原理，在同一个事务执行查询的时候，ReadView都采用同一个，这样的话，无论其它事务在提交后，都处理当前事务的执行中，这样的话就不会被当前事务读取到。

那么MySQL是如何解决幻读的呢？ 假设有两个事务，事务A（id=40）执行查询与，此时查到的数据是一条，事务B（id=50）执行插入语句，查询出来一条数据，此时的undo如下图所示：

这个时候事务B提交了数据，并且新来了事务C(id=60) 并且插入了一条数据，然后提交事务，此时如下如所示：

此时事务A再次查询的时候，会发现符合条件的有3条，一条是事务B插入的数据，这条数据在ReadView执行中，不允许被查询到，一条数据是事务C插入的那人条数据，这条数据的txr_id=60，是大于自己ReadView的max_trx_id ,说明是自己发起查询之后，这个事务才启动的，此时的这条数据也是不能查询的，还有条数据是原始值，这条数据的txr_id=30，小于自己ReadView的min_trx_id,是事务启动之前，其它事务已经提交的数据，是允许被查询的，那么事务A只能够查询到一条数据。