關于MVCC，我之前寫錯了，這次我改好了！
簡單理解版
以下先引用我之前寫過的那篇中的內容，可以快速理解，建議先簡單看看。
要說幻讀，首先要了解MVCC，MVCC叫做多版本并發控制，實際上就是保存了數據在某個時間節點的快照。
我們每行數據實際上隱藏了兩列，創建時間版本號，過期(刪除)時間版本號，每開始一個新的事務，版本號都會自動遞增。
還是拿上面的user表舉例子，假設我們插入兩條數據，他們實際上應該長這樣。
這時候假設小明去執行查詢，此時current_version=3
- select * from user where id<=3;
同時，小紅在這時候開啟事務去修改id=1的記錄，current_version=4
- update user set name='張三三' where id=1;
執行成功后的結果是這樣的
如果這時候還有小黑在刪除id=2的數據，current_version=5，執行后結果是這樣的。
由于MVCC的原理是查找創建版本小于或等于當前事務版本，刪除版本為空或者大于當前事務版本，小明的真實的查詢應該是這樣
- select * from user where id<=3 and create_version<=3 and (delete_version>3 or delete_version is null);
所以小明最后查詢到的id=1的名字還是'張三'，并且id=2的記錄也能查詢到。這樣做是為了保證事務讀取的數據是在事務開始前就已經存在的，要么是事務自己插入或者修改的。
真正原理
事實上，上述的說法只是簡化版的理解，真正的MVCC用于讀已提交和可重復讀級別的控制，主要通過undo log日志版本鏈和read view來實現。
每條數據隱藏的兩個字段也并不是創建時間版本號和過期(刪除)時間版本號，而是roll_pointer和trx_id。
roll_pointer指向更新事務之前生成的undo log，undo log用于事務的回滾，保證事務的原子性。
trx_id就是最近一次更新數據的事務ID。
以上述例子來舉例，最初插入兩條數據，真實的情況是這樣，因為第一次插入數據沒有undo log，所以roll_pointer指向一個空的undo log。
這時候假設小明去執行查詢，就會開啟一個read view，read view包含幾個重要的東西。
- m_ids，就是還未提交的事務id集合
- low_limit_id，m_ids里最小的值
- up_limit_id，m_ids里的最大值
- creator_trx_id，創建read view的事務ID，也就是自己的事務ID
小明來執行查詢了，當前事務ID=3
- select * from user where id<=3;
小紅在這時候開啟事務去修改id=1的記錄，事務ID=4
- update user set name='張三三' where id=1;
這時候小明的read view是這樣。
- m_ids=[3,4]
- low_limit_id=3
- up_limit_id=5
- creator_trx_id=3
所以，小明在執行查詢的時候，會去判斷當前這條數據的trx_id
這時候，小紅的修改也完成了，小紅數據于是就變成了這樣。
如果小明再次去查詢的話，就會發現現在的trx_id>read view的low_limit_id，也就是4>3，不符合條件，同時發現現在的trx_id=4在low_limit_id和up_limit_id [3,5]之間，并且trx_id=4在m_ids=[3,4]之中，所以就會根據roll_pointer指向的undo log去查找，trx_id=1小于現在的low_limit_id=3，符合條件，就找到了上一個版本name=張三的記錄。
如果這時候小明自己去修改這條記錄的值，把名字改成張五，結果就是這樣。
然后小明去查詢的話，就會發現當前的trx_id=3就是自己的creator_trx_id，就是自己，那么就直接返回這條數據。
所以，我們可以先總結下幾種情況：
- 如果trx_id次開啟事務查詢的場景<>
- 如果trx_id>low_limit，trx_id還在[low_limit_id,up_limit_id]范圍之內，并且trx_id在m_ids中，就會根據roll_pointer去查找undo log日志鏈，找到之前版本的數據，對應的就是小紅修改后小明再次查詢的場景
- 如果trx_id=creator_trx_id，那么說明就是自己修改的，直接返回就好了，對應的就是小明自己去修改數據的場景
不同隔離級別的實現
根據上面闡述的原理，你可能發現了，這是可重復讀下的實現啊，保證每次讀取到的數據都是一致的。
那么，如果是讀已提交級別下，這個是怎么實現的?
其實很簡單，在上面的原理解釋中，我都是假設每次查詢的時候生成了read view，后續并沒有重新生成。
而讀已提交級別下，則是每次查詢都會生成一次read view。
以上述小紅修改過張三后的場景來舉例。
在可重復度級別下，由于trx_id>low_limit，trx_id還在[low_limit_id,up_limit_id]范圍之內，并且trx_id在m_ids中，滿足我們上述的條件2，所以就會根據roll_pointer找到之前的版本記錄，保證可重復讀。
而在讀已提交的級別下，重新生成了read view，這時候trx_id不在m_ids之中，說明事務已經提交，所以可以直接返回這條數據，所以查到的數據就是小紅修改后的name=張三三的數據了。
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