在 MySQL 中是如何通过 MVCC 机制来解决不可重复读和幻读问题的？

「不可重复读现象指的是，在一个事务内，连续两次查询同一条数据，查到的结果前后不一样」。

在 MySQL 的可重复读隔离级别下，不存在不可重复读的问题，那么 MySQL 是如何解决的呢？

答案就是 MVCC 机制。MVCC 是 Mutil-Version Concurrent Control(多版本并发控制)的缩写，它指的是数据库中的每一条数据，会存在多个版本。对同一条数据而言，MySQL 会通过一定的手段（ReadView 机制）控制每一个事务看到不同版本的数据，这样也就解决了不可重复读的问题。

假设现有一条数据，它的 row_trx_id=10，数据的值为 data0，它的 roll_pointer 指针为 null。

假设现在有事务 A 和事务 B 并发执行，事务 A 的事务 id 为 20，事务 B 的事务 id 为 30。

现在事务 A 开始第一次查询数据，那么此时 MySQL 会为事务 A 产生一个 ReadView，此时 ReadView 的内容如下：m_ids=[20,30]，min_trx_id=20，max_trx_id=31，creator_trx_id=20。

此时由于数据的最新版本的 row_trx_id=10，「小于事务 A 的 ReadView 中的 min_trx_id，这表明这个版本的数据是在事务 A 开启之友链交易前就提交的」，因此事务 A 可以读取到数据，读取到的值为 data0。

「结论：事务 A 第一次查询到的数据为 data0」

接着事务 B(trx_id=30)去修改数据，将数据修改为 data_B，并提交事务，此时 MySQL 会写一条对应的 undo log，数据就会新增一个版本，undo log 版本就变成了如下图所示的结构，数据的最新版本的 row_trx_id 就是事务 B 的事务 id，即：30。此时，事务 B 已经提交了，因此系统中活跃事务的数组里就没有 30 这个 id 了。

「重点来了，事务 A 的 ReadView 是在发起第一次查询的时候创建的，当时系统中的活跃事务有 20 和 30 这两个 id，那么此时当事务 B 提交以后，事务 A 的 ReadView 的 m_ids 会变化吗？不会。因为是可重复读隔离级别下，对于读事务，只会在事务查询的第一次创建 ReadView，后面的查询不会再重新创建」

接着事务 A(trx_id=20)开始第二次查询数据，前面事务 A 已经创建了 ReadView，所以在第二次查询时，不会再重复创建 ReadView 了。

此时在 undo log 版本链中，数据最新版本的事务 id 为 30，根据 ReadView 机制（什么是 ReadView 机制，可以去阅读上一篇文章），发现 30 处于事务 A 的 ReadView 中 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，因此还需要判断 30 是否处于 m_ids 数组内，结果发现 30 确实在 m_ids 数组中，「这就表示这个版本的数据是和自己在同一时刻开启事务所提交的，因此不能让自己读取。」

所以此时事务 A 需要沿着 undo log 版本链继续向前找，最终发现 row_id=10 的版本数据自己可以读取到，因此事务 A 查询到的值是 data0。

「结论：事务 A 第二次查询到的数据为 data0。这与事务 A 第一次查询的数据结果相同，没有出现不可重复读的现象。」

那假设后来又创建了一个事务 C，id 为 40，并且事务 C 将数据修改为了 data_C。然后数据的 undo log 版本链变

然后事务 A 发起第三次查询，此时事务 A 仍然不会再重新创建 ReadView，所以此时它的 ReadView 依旧是：m_ids=[20,30]，min_trx_id=20，max_trx_id=31，creator_trx_id=20。

由于数据最新的版本的为 trx_id=40，依照 ReadView 机制，40 大于事务 A 中的 max_trx_id，「这表示这是在事务 A 开启之后的事务提交的数据，因此事务 A 不能读取到」，所以需要沿着 undo log 版本链往前找，然而 trx_id=30 的版本事务 A 也不能读到，继续向前找，最终读取到 trx_id=10 的版本数据，即 data0。