快照读和当前读
快照读
快照读是指读取数据时不是读取最新版本的数据，而是基于历史版本读取的一个快照信息（mysql读取undo log历史版本) ，
快照读可以使普通的SELECT 读取数据时不用对表数据进行加锁
当前读
当前读是读取的数据库最新的数据，当前读和快照读不同，因为要读取最新的数据而且要保证事务的隔离性，所以当前读是需要对数据进行加锁的
（update、delete、insert、select ....lock in share mode、select for update）
MVCC如何解决幻读？
快照读下，通过Read view的方式解决了幻读，本文主要介绍快照读下的的幻读解决方式
当前读下，需要使用间隙锁来解决幻读，但本质上当前读就是为了查最新数据
如 select * from xxx where id > 1 for update
Read view是什么？
InnoDB的快照读并非创建数据的完整备份，而是创建了一份事务id相关的数据快照，结合undo_log来实现整体数据的快照读
read view主要储存了下列4项数据的快照
trx_ids: 当前系统活跃(未提交)事务版本号集合。
low_limit_id: 创建当前read view 时当前系统最大事务版本号+1。
为什么不是当前事务版本号+1：事务开始时刻为当前事务版本号+1，但读已提交级别的后续查询会创建新的readview，所以实际储存的是最大事务版本号+1
up_limit_id: 创建当前read view 时“系统正处于活跃事务最小版本号”
creator_trx_id: 创建当前read view的事务版本号；
InnoDB如何实现可重复读和读已提交？
1）数据库已存记录
trx_id | 数据 | undolog |
0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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2）trx_id=2 修改数据id=1的数据 name=cjd11
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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读已提交场景
3）trx_id=3 开启查询，创建readview
trx_ids | low_limit_id | up_limit_id | creator_trx_id |
2,3 | 2 | 4 | 3 |
此时数据库数据为
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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trx_id = 2
>= low_limit_id(处于活跃的最小版本号) 且
< up_limit_id(当前系统最大事务版本号+1)且
!=creator_trx_id(当前事务版本号) 但
in trx_ids（正在活跃的事务版本号内）
故此数据不可见，根据undolog指针找到上一条记录trx_id=0 < low_limit_id，故数据可见
故该查询最终得到的数据为
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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4）trx_id=2 新增记录id =3; trx_id=4新增记录id=4
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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2 | id = 3; name = cjd3 |
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4 | id = 4; name = cjd4 |
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5）trx_id=3 开启查询，创建readview
trx_ids | low_limit_id | up_limit_id | creator_trx_id |
2,3,4 | 2 | 5 | 3 |
新增的id=3与id=4，因为事务版本号处于活跃，故都对该次查询不可见
故该查询最终得到的数据为
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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2 | id = 3; name = cjd3 |
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4 | id = 4; name = cjd4 |
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6）trx_id=4 修改id=4数据为name=cjd41，并提交事务，trx_id=3创建数据name=cjd5
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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2 | id = 3; name = cjd3 |
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4 | id = 4; name = cjd41 | 0xxxxxxx | → | 4 | id = 4; name = cjd4 |
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3 | id = 5; name = cjd5 |
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7）trx_id=3 开启查询，创建readview
trx_ids | low_limit_id | up_limit_id | creator_trx_id |
2,3 | 2 | 5 | 3 |
事务4提交后，数据name=cjd41 对事务3可见，name=cjd5事务号为创建者自身也可见，故最终查询得到的数据为
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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2 | id = 3; name = cjd3 |
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4 | id = 4; name = cjd41 | 0xxxxxxx | → | 4 | id = 4; name = cjd4 |
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3 | id = 5; name = cjd5 |
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可重复读场景
3）可重复读场景下，无论第几次查询均使用事务开启时创建的read view，但可以读到后续自身事务创建的数据
trx_ids | low_limit_id | up_limit_id | creator_trx_id |
2,3 | 2 | 4 | 3 |
故可重复读得到的查询结果为
trx_id | 数据 | undolog | | trx_id | 数据 | undolog |
2 | id = 1; name = cjd11 | 0xxxxxxx | → | 0 | id = 1; name = cjd1 |
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0 | id = 2; name = cjd2 |
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2 | id = 3; name = cjd3 |
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4 | id = 4; name = cjd41 | 0xxxxxxx | → | 4 | id = 4; name = cjd4 |
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3 | id = 5; name = cjd5 |
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读已提交每次查询创建新的read view,可重复读使用的第一次创建的read view
这也是为什么可重复读能解决幻读，而读已提交不能解决幻读的原因
