对于 一致性非锁定读（Consistent Nonlocking Reads） 的实现，通常做法是加一个版本号或者时间戳字段，在更新数据的同时版本号 + 1 或者更新时间戳。查询时，将当前可见的版本号与对应记录的版本号进行比对，如果记录的版本小于可见版本，则表示该记录可见
在 InnoDB 存储引擎中，多版本控制 (multi versioning) 就是对非锁定读的实现。如果读取的行正在执行 DELETE 或 UPDATE 操作，这时读取操作不会去等待行上锁的释放。相反地，InnoDB 存储引擎会去读取行的一个快照数据，对于这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)
在 Repeatable Read 和 Read Committed 两个隔离级别下，如果是执行普通的 select 语句（不包括 select ... lock in share mode ,select ... for update）则会使用 一致性非锁定读（MVCC）。并且在 Repeatable Read 下 MVCC 实现了可重复读和防止部分幻读
如果执行的是下列语句，就是 锁定读（Locking Reads）
select ... lock in share modeselect ... for updateinsert、update、delete操作
在锁定读下，读取的是数据的最新版本，这种读也被称为 当前读（current read）。锁定读会对读取到的记录加锁：
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select ... lock in share mode：对记录加S锁，其它事务也可以加S锁，如果加x锁则会被阻塞 -
select ... for update、insert、update、delete：对记录加X锁，且其它事务不能加任何锁
在一致性非锁定读下，即使读取的记录已被其它事务加上 X 锁，这时记录也是可以被读取的，即读取的快照数据。上面说了，在 Repeatable Read 下 MVCC 防止了部分幻读，这边的 “部分” 是指在 一致性非锁定读 情况下，只能读取到第一次查询之前所插入的数据（根据 Read View 判断数据可见性，Read View 在第一次查询时生成）。但是！如果是 当前读 ，每次读取的都是最新数据，这时如果两次查询中间有其它事务插入数据，就会产生幻读。所以， InnoDB 在实现Repeatable Read 时，如果执行的是当前读，则会对读取的记录使用 Next-key Lock ，来防止其它事务在间隙间插入数据
MVCC 的实现依赖于：隐藏字段、Read View、undo log。在内部实现中，InnoDB 通过数据行的 DB_TRX_ID 和 Read View 来判断数据的可见性，如不可见，则通过数据行的 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的，在同一个事务中，用户只能看到该事务创建 Read View 之前已经提交的修改和该事务本身做的修改
在内部，InnoDB 存储引擎为每行数据添加了三个 隐藏字段：
DB_TRX_ID（6字节）：表示最后一次插入或更新该行的事务 id。此外，delete操作在内部被视为更新，只不过会在记录头Record header中的deleted_flag字段将其标记为已删除DB_ROLL_PTR（7字节）回滚指针，指向该行的undo log。如果该行未被更新，则为空DB_ROW_ID（6字节）：如果没有设置主键且该表没有唯一非空索引时，InnoDB会使用该 id 来生成聚簇索引
Read View 主要是用来做可见性判断，里面保存了 “当前对本事务不可见的其他活跃事务”
主要有以下字段：
m_low_limit_id：目前出现过的最大的事务 ID+1，即下一个将被分配的事务 ID。大于这个 ID 的数据版本均不可见m_up_limit_id：活跃事务列表m_ids中最小的事务 ID，如果m_ids为空，则m_up_limit_id为m_low_limit_id。小于这个 ID 的数据版本均可见m_ids：Read View创建时其他未提交的活跃事务 ID 列表。创建Read View时，将当前未提交事务 ID 记录下来，后续即使它们修改了记录行的值，对于当前事务也是不可见的。m_ids不包括当前事务自己和已提交的事务（正在内存中）m_creator_trx_id：创建该Read View的事务 ID
undo log 主要有两个作用：
- 当事务回滚时用于将数据恢复到修改前的样子
- 另一个作用是
MVCC，当读取记录时，若该记录被其他事务占用或当前版本对该事务不可见，则可以通过undo log读取之前的版本数据，以此实现非锁定读
在 InnoDB 存储引擎中 undo log 分为两种： insert undo log 和 update undo log：
insert undo log：指在insert操作中产生的undo log。因为insert操作的记录只对事务本身可见，对其他事务不可见，故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作
insert 时的数据初始状态：
update undo log：update或delete操作中产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除
数据第一次被修改时：
数据第二次被修改时：
不同事务或者相同事务的对同一记录行的修改，会使该记录行的 undo log 成为一条链表，链首就是最新的记录，链尾就是最早的旧记录
在 InnoDB 存储引擎中，创建一个新事务后，执行每个 select 语句前，都会创建一个快照（Read View），快照中保存了当前数据库系统中正处于活跃（没有 commit）的事务的 ID 号。其实简单的说保存的是系统中当前不应该被本事务看到的其他事务 ID 列表（即 m_ids）。当用户在这个事务中要读取某个记录行的时候，InnoDB 会将该记录行的 DB_TRX_ID 与 Read View 中的一些变量及当前事务 ID 进行比较，判断是否满足可见性条件
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如果记录 DB_TRX_ID < m_up_limit_id，那么表明最新修改该行的事务（DB_TRX_ID）在当前事务创建快照之前就提交了，所以该记录行的值对当前事务是可见的
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如果 DB_TRX_ID >= m_low_limit_id，那么表明最新修改该行的事务（DB_TRX_ID）在当前事务创建快照之后才修改该行，所以该记录行的值对当前事务不可见。跳到步骤 5
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m_ids 为空，则表明在当前事务创建快照之前，修改该行的事务就已经提交了，所以该记录行的值对当前事务是可见的
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如果 m_up_limit_id <= DB_TRX_ID < m_up_limit_id，表明最新修改该行的事务（DB_TRX_ID）在当前事务创建快照的时候可能处于“活动状态”或者“已提交状态”；所以就要对活跃事务列表 m_ids 进行查找（源码中是用的二分查找，因为是有序的）
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如果在活跃事务列表 m_ids 中能找到 DB_TRX_ID，表明：① 在当前事务创建快照前，该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了，但没有提交；或者 ② 在当前事务创建快照后，该记录行的值被事务 ID 为 DB_TRX_ID 的事务修改了。这些情况下，这个记录行的值对当前事务都是不可见的。跳到步骤 5
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在活跃事务列表中找不到，则表明“id 为 trx_id 的事务”在修改“该记录行的值”后，在“当前事务”创建快照前就已经提交了，所以记录行对当前事务可见
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在该记录行的 DB_ROLL_PTR 指针所指向的
undo log取出快照记录，用快照记录的 DB_TRX_ID 跳到步骤 1 重新开始判断，直到找到满足的快照版本或返回空
在事务隔离级别 RC 和 RR （InnoDB 存储引擎的默认事务隔离级别）下，InnoDB 存储引擎使用 MVCC（非锁定一致性读），但它们生成 Read View 的时机却不同
- 在 RC 隔离级别下的
每次select查询前都生成一个Read View(m_ids 列表) - 在 RR 隔离级别下只在事务开始后
第一次select数据前生成一个Read View（m_ids 列表）
虽然 RC 和 RR 都通过 MVCC 来读取快照数据，但由于 生成 Read View 时机不同，从而在 RR 级别下实现可重复读
举个例子：
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假设时间线来到 T4 ，那么此时数据行 id = 1 的版本链为：
由于 RC 级别下每次查询都会生成Read View ，并且事务 101、102 并未提交，此时 103 事务生成的 Read View 中活跃的事务 m_ids 为：[101,102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：101，m_creator_trx_id 为：103
- 此时最新记录的
DB_TRX_ID为 101，m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id，所以要在m_ids列表中查找，发现DB_TRX_ID存在列表中，那么这个记录不可见 - 根据
DB_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID还是 101，不可见 - 继续找上一条
DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查询到数据为name = 菜花
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时间线来到 T6 ，数据的版本链为：
因为在 RC 级别下，重新生成 Read View，这时事务 101 已经提交，102 并未提交，所以此时 Read View 中活跃的事务 m_ids：[102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：102，m_creator_trx_id为：103
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此时最新记录的
DB_TRX_ID为 102，m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id，所以要在m_ids列表中查找，发现DB_TRX_ID存在列表中，那么这个记录不可见 -
根据
DB_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID为 101，满足 102 < m_up_limit_id，记录可见，所以在T6时间点查询到数据为name = 李四，与时间 T4 查询到的结果不一致，不可重复读！
时间线来到 T9 ，数据的版本链为：
重新生成 Read View， 这时事务 101 和 102 都已经提交，所以 m_ids 为空，则 m_up_limit_id = m_low_limit_id = 104，最新版本事务 ID 为 102，满足 102 < m_low_limit_id，可见，查询结果为 name = 赵六
总结： 在 RC 隔离级别下，事务在每次查询开始时都会生成并设置新的 Read View，所以导致不可重复读
在可重复读级别下，只会在事务开始后第一次读取数据时生成一个 Read View（m_ids 列表）
在 T4 情况下的版本链为：
在当前执行 select 语句时生成一个 Read View，此时 m_ids：[101,102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：101，m_creator_trx_id 为：103
此时和 RC 级别下一样：
- 最新记录的
DB_TRX_ID为 101，m_up_limit_id <= 101 < m_low_limit_id，所以要在m_ids列表中查找，发现DB_TRX_ID存在列表中，那么这个记录不可见 - 根据
DB_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID还是 101，不可见 - 继续找上一条
DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查询到数据为name = 菜花
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时间点 T6 情况下：在 RR 级别下只会生成一次
Read View，所以此时依然沿用m_ids：[101,102] ，m_low_limit_id为：104，m_up_limit_id为：101，m_creator_trx_id为：103
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最新记录的
DB_TRX_ID为 102，m_up_limit_id <= 102 < m_low_limit_id，所以要在m_ids列表中查找，发现DB_TRX_ID存在列表中，那么这个记录不可见 -
根据
DB_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID为 101，不可见 -
继续根据
DB_ROLL_PTR找到undo log中的上一版本记录，上一条记录的DB_TRX_ID还是 101，不可见 -
继续找上一条
DB_TRX_ID为 1，满足 1 < m_up_limit_id，可见，所以事务 103 查询到数据为name = 菜花
- 时间点 T9 情况下：
此时情况跟 T6 完全一样，由于已经生成了 Read View，此时依然沿用 m_ids ：[101,102] ，所以查询结果依然是 name = 菜花
InnoDB存储引擎在 RR 级别下通过 MVCC和 Next-key Lock 来解决幻读问题：
1、执行普通 select，此时会以 MVCC 快照读的方式读取数据
在快照读的情况下，RR 隔离级别只会在事务开启后的第一次查询生成 Read View ，并使用至事务提交。所以在生成 Read View 之后其它事务所做的更新、插入记录版本对当前事务并不可见，实现了可重复读和防止快照读下的 “幻读”
2、执行 select...for update/lock in share mode、insert、update、delete 等当前读
在当前读下，读取的都是最新的数据，如果其它事务有插入新的记录，并且刚好在当前事务查询范围内，就会产生幻读！InnoDB 使用 Next-key Lock 来防止这种情况。当执行当前读时，会锁定读取到的记录的同时，锁定它们的间隙，防止其它事务在查询范围内插入数据。只要我不让你插入，就不会发生幻读
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《MySQL 技术内幕 InnoDB 存储引擎第 2 版》