MySQL如何实现RC事务隔离
ReadView机制基于undolog版本链条实现的一套读视图机制，事务生成一个ReadView：若为事务自己更新的数据，自己可以读到或在你生成ReadView之前提交的事务所修改的值，也可读到但若你生成ReadView时，就已经活跃的事务，但如果它在你生成ReadView之后修改的数据并提交了，此时你读不到或你生成ReadView以后再开启的事务修改了数据，还提交了，也读不到所以上面那套机制就是ReadView的一个原理如何基于ReadView实现RC？核心设计：当一个事务设置RC，他是每次发起查询，都
ReadView机制基于undo log版本链条实现的一套读视图机制，事务生成一个ReadView：
若为事务自己更新的数据，自己可以读到
或在你生成
ReadView之前提交的事务所修改的值，也可读到但若你生成ReadView时，就已经活跃的事务，但如果它在你生成ReadView之后修改的数据并提交了，此时你读不到
或你生成
ReadView以后再开启的事务修改了数据，还提交了，也读不到
所以上面那套机制就是ReadView的一个原理如何基于ReadView实现RC？核心设计：当一个事务设置RC，他是每次发起查询，都重新生成一个ReadView！
数据库里有一行数据，是事务id=50的一个事务，很久以前就插入的，当前活跃事务：
事务A（id=60）
事务B（id=70）
现在事务B发起update，更新这条数据为b，所以此时数据的trx_id会变为事务B的id=70，同时生成一条undo log：
这时，事务A要发起一次查询操作，就会生成一个ReadView
这时事务A发起查询，发现当前这条数据的trx_id=70。即属于ReadView的事务id范围之间，说明是他生成ReadView之前就有这个活跃的事务，是这个事务修改了这条数据的值，但此时事务B还没提交，所以ReadView的m_ids活跃事务列表里，有[60, 70]两个id，此时根据ReadView机制，事务A无法查到事务B修改的值b。
接着就顺着undo log版本链条往下查找，就会找到一个原始值，发现其trx_id是50，小于当前ReadView里的min_trx_id，说明是他生成ReadView之前，就有一个事务插入了这个值并且早就提交了，因此可以查到这个原始值。
接着，假设事务B提交，提交了就说明事务B不会活跃于数据库里了。事务A下次再查询，就可以读到事务B修改过的值了。那到底是怎么让事务A能够读到提交的事务B修改过的值呢？
让事务A下次发起查询，再生成一个ReadView，数据库内活跃的事务只有事务A，因此：
min_trx_id是60mac_trx_id是71m_ids=60，事务B的id=70不会出现在m_ids活跃事务列表
此时事务A再次基于这个ReadView去查询，会发现这条数据的trx_id=70，虽然在ReadView的min_trx_id和max_trx_id范围之间，但是此时并不在m_ids列表内，说明事务B在生成本次ReadView之前就已提交。说明这次你查询就可以查到事务B修改过的这个值了， 此时事务A就会查到值B。
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