一、并发事务的四种场景

并发事务中又会分为四种情况，分别是读-读、写-写、读-写、写-读，这四种情况分别对应并发事务执行时的四种场景，为了后续分析MVCC机制时方便理解，因此先将这几种情况说明，咱们首先来看看读-读场景。

1.1、读-读场景

读-读场景即是指多个事务/线程在一起读取一个相同的数据，比如事务T1正在读取ID=88的行记录，事务T2也在读取这条记录，两个事务之间是并发执行的。

广为人知的一点：MySQL执行查询语句，绝对不会对引起数据的任何变化，因此对于这种情况而言，不需要做任何操作，因为不改变数据就不会引起任何并发问题。

1.2、写-写场景

写-写场景也比较简单，也就是指多个事务之间一起对同一数据进行写操作，比如事务T1对ID=88的行记录做修改操作，事务T2则对这条数据做删除操作，事务T1提交事务后想查询看一下，哦豁，结果连这条数据都不见了，这也是所谓的脏写问题，也被称为更新覆盖问题，对于这个问题在所有数据库、所有隔离级别中都是零容忍的存在，最低的隔离级别也要解决这个问题。

1.3、读-写、写-读场景

读-写、写-读实际上从宏观角度来看，可以理解成同一种类型的操作，但从微观角度而言则是两种不同的情况，读-写是指一个事务先开始读，然后另一个事务则过来执行写操作，写-读则相反，主要是读、写发生的前后顺序的区别。

并发事务中同时存在读、写两类操作时，这是最容易出问题的场景，脏读、不可重复读、幻读都出自于这种场景中，当有一个事务在做写操作时，读的事务中就有可能出现这一系列问题，因此数据库才会引入各种机制解决。

1.4、各场景下解决问题的方案

在《MySQL锁机制》中，对于写-写、读-写、写-读这三类场景，都是利用加锁的方案确保线程安全，但上面说到过，加锁会导致部分事务串行化，因此效率会下降，而MVCC机制的诞生则解决了这个问题。

先来设想一个问题：加锁的目的是什么？防止脏写、脏读、不可重复读及幻读这类问题出现。

对于脏写问题，这是写-写场景下会出现的，写-写场景必须要加锁才能保障安全，因此先将该场景排除在外。再想想：对于读-写并存的场景中，脏读、不可重复读及幻读问题都出自该场景中，但实际项目中，出现这些问题的几率本身就比较小，为了防止一些小概念事件，就将所有操纵同一数据的并发读写事务串行化，这似乎有些不讲道理呀，就好比：

为了防止自家保险柜中的3.25元被偷，所以每天从早到晚一直守着保险柜，这合理吗？并不合理，毕竟只有千日做贼，那有千日防贼的道理。

因此MySQL就基于读-写并存的场景，推出了MVCC机制，在线程安全问题和加锁串行化之间做了一定取舍，让两者之间达到了很好的平衡，即防止了脏读、不可重复读及幻读问题的出现，又无需对并发读-写事务加锁处理。

咋做到的呢？接下来一起来好好聊一聊大名鼎鼎的MVCC机制。

二、MySQL-MVCC机制综述

MVCC机制的全称为Multi-Version Concurrency Control，即多版本并发控制技术，主要是为了提升数据库并发性能而设计的，其中采用更好的方式处理了读-写并发冲突，做到即使有读写冲突时，也可以不加锁解决，从而确保了任何时刻的读操作都是非阻塞的。

但与其说是MySQL-MVCC机制，还不如说是InnoDB-MVCC机制，因为在MySQL众多的开源存储引擎中，几乎只有InnoDB实现了MVCC机制，类似于MyISAM、Memory等引擎中都未曾实现，那其他引擎为何不实现呢？不是不想，而是做不到，这跟MVCC机制的实现原理有关，这点放在后续详细讲解~

不过为了更好的理解啥叫MVCC多版本并发控制，先来看一个日常生活的例子~

2.1、MVCC技术在日常生活中的体现

不知道各位小伙伴中，是否有人做过论坛这类业务的项目，或者类似审核的业务需求，以掘金的文章为例，此时来思考一个场景：

假设我发布了一篇关于《MySQL事务机制》的文章，发布后挺受欢迎的，因此有不少小伙伴在看，其中有一位小伙伴比较细心，文中存在两三个错别字，被这位小伙伴指出来了，因此我去修正错别字后重新发布。

问题来了，对于文章首次发布也好，重新发布也罢，绝对要等审核通过后才会正式发布的，那我修正文章后重新发布，文章又会进入「审核中」这个状态，此时对于其他正在看、准备看的小伙伴来说，文章是不是就不见了？毕竟文章还在审核撒，因此对这个业务需求又该如何实现呢？多版本！

啥意思呢？也就是说，对于首次发布后通过审核的文章，在后续重新发布审核时，用户可以看到更新前的文章，也就是看到老版本的文章，当更新后的文章审核通过后，再使用新版本的文章代替老版本的文章即可。

这样就能做到新老版本的兼容，也能够确保文章修正时，其他正在阅读的小伙伴不会受影响，而MySQL-MVCC机制的思想也大致相同。

2.2、MySQL-MVCC多版本并发控制

MySQL中的多版本并发控制，也和上面给出的例子类似，毕竟回想一下，脏读、不可重复读、幻读问题都是由于多个事务并发读写导致的，但这些问题都是基于最新版本的数据并发操作才会出现，那如果读、写的事务操作的不是同一个版本呢？比如写操作走新版本，读操作走老版本，这样是不是无论执行写操作的事务干了啥，都不会影响读的事务？答案是Yes。

不过要稍微记住，MySQL中仅在RC读已提交级别、RR不可重复读级别才会使用MVCC机制，Why？

因为如果是RU读未提交级别，既然都允许存在脏读问题、允许一个事务读取另一个事务未提交的数据，那自然可以直接读最新版本的数据，因此无需MVCC介入。

同时如若是Serializable串行化级别，因为会将所有的并发事务串行化处理，也就是不论事务是读操作，疑惑是写操作，都会被排好队一个个执行，这都不存在所谓的多线程并发问题了，自然也无需MVCC介入。

因此要牢记：MVCC机制在MySQL中，仅有InnoDB引擎支持，而在该引擎中，MVCC机制只对RC、RR两个隔离级别下的事务生效。当然，RC、RR两个不同的隔离级别中，MVCC的实现也存在些许差异，对于这点后续详细讲解。

三、MySQL-MVCC机制实现原理剖析

OK~，简单理解了啥叫MVCC机制后，接着一起来看看InnoDB引擎是如何实现它的，MVCC机制主要通过隐藏字段、Undo-log日志、ReadView这三个东西实现的，因而这三玩意儿也被称为“MVCC三剑客”！废话不多说，一起来看看。

3.1、InnoDB表的隐藏字段

通常而言，当你基于InnoDB引擎建立一张表后，MySQL除开会构建你显式声明的字段外，通常还会构建一些InnoDB引擎的隐藏字段，在InnoDB引擎中主要有DB_ROW_ID、DB_Deleted_Bit、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR这四个隐藏字段，挨个简单介绍一下。

3.1.1、隐藏主键 - ROW_ID（6Bytes）

在之前介绍《索引原理篇》的时候聊到过一点，对于InnoDB引擎的表而言，由于其表数据是按照聚簇索引的格式存储，因此通常都会选择主键作为聚簇索引列，然后基于主键字段构建索引树，但如若表中未定义主键，则会选择一个具备唯一非空属性的字段，作为聚簇索引的字段来构建树。

当两者都不存在时，InnoDB就会隐式定义一个顺序递增的列ROW_ID来作为聚簇索引列。

因此要牢记一点，如果你选择的引擎是InnoDB，就算你的表中未定义主键、索引，其实默认也会存在一个聚簇索引，只不过这个索引在上层无法使用，仅提供给InnoDB构建树结构存储表数据。

3.1.2、删除标识 - Deleted_Bit（1Bytes）

在之前讲《SQL执行篇-写SQL执行原理时》，咱们只粗略的过了一下大体流程，其中并未涉及到一些细节阐述，在这里稍微提一下：对于一条delete语句而言，当执行后并不会立马删除表的数据，而是将这条数据的Deleted_Bit删除标识改为1/true，后续的查询SQL检索数据时，如果检索到了这条数据，但看到隐藏字段Deleted_Bit=1时，就知道该数据已经被其他事务delete了，因此不会将这条数据纳入结果集。

OK~，但设计Deleted_Bit这个隐藏字段的好处是什么呢？主要是能够有利于聚簇索引，比如当一个事务中删除一条数据后，后续又执行了回滚操作，假设此时是真正的删除了表数据，会发生什么情况呢？

• ①删除表数据时，有可能会破坏索引树原本的结构，导致出现叶子节点合并的情况。
• ②事务回滚时，又需重新插入这条数据，再次插入时又会破坏前面的结构，导致叶子节点分裂。

综上所述，如果执行delete语句就删除真实的表数据，由于事务回滚的问题，就很有可能导致聚簇索引树发生两次结构调整，这其中的开销可想而知，而且先删除，再回滚，最终树又变成了原状，那这两次树的结构调整还是无意义的。

所以，当执行delete语句时，只会改变将隐藏字段中的删除标识改为1/true，如果后续事务出现回滚动作，直接将其标识再改回0/false即可，这样就避免了索引树的结构调整。

但如若事务删除数据之后提交了事务呢？总不能让这条数据一直留在磁盘吧？毕竟如果所有的delete操作都这么干，就会导致磁盘爆满~，显然这样是不妥的，因此删除标识为1/true的数据最终依旧会从磁盘中移除，啥时候移呢？

在之前讲《Nginx-缓存清理》时，曾经提到过purger这一系列的参数，通过配置该系列参数后，Nginx后台中会创建对应的purger线程去自动删除缓存数据。而MySQL中也不例外，同样存在purger线程的概念，为了防止“已删除”的数据占用过多的磁盘空间，purger线程会自动清理Deleted_Bit=1/true的行数据。

当然，为了确保清理数据时不会影响MVCC的正常工作，purger线程自身也会维护一个ReadView，如果某条数据的Deleted_Bit=true，并且TRX_ID对purge线程的ReadView可见，那么这条数据一定是可以被安全清除的（即不会影响MVCC工作）。

对于上述最后一段大家可能会有些许疑惑，这是因为还未曾介绍ReadView，因此有些不理解可先跳过，后续理解了ReadView后再回来看会好很多。

3.1.3、最近更新的事务ID - TRX_ID（6Bytes）

TRX_ID全称为transaction_id，翻译过来也就是事务ID的意思，MySQL对于每一个创建的事务，都会为其分配一个事务ID，事务ID同样遵循顺序递增的特性，即后来的事务ID绝对会比之前的ID要大，比如：

此时事务T1准备修改表字段的值，MySQL会为其分配一个事务ID=1，当事务T2准备向表中插入一条数据时，又会为这个事务分配一个ID=2......

但有一个细节点需要记住：MySQL对于所有包含写入SQL的事务，会为其分配一个顺序递增的事务ID，但如果是一条select查询语句，则分配的事务ID=0。

不过对于手动开启的事务，MySQL都会为其分配事务ID，就算这个手动开启的事务中仅有select操作。

表中的隐藏字段TRX_ID，记录的就是最近一次改动当前这条数据的事务ID，这个字段是实现MVCC机制的核心之一。

3.1.4、回滚指针 - ROLL_PTR（7Bytes）

ROLL_PTR全称为rollback_pointer，也就是回滚指针的意思，这个也是表中每条数据都会存在的一个隐藏字段，当一个事务对一条数据做了改动后，都会将旧版本的数据放到Undo-log日志中，而rollback_pointer就是一个地址指针，指向Undo-log日志中旧版本的数据，当需要回滚事务时，就可以通过这个隐藏列，来找到改动之前的旧版本数据，而MVCC机制也利用这点，实现了行数据的多版本。

3.2、InnoDB引擎的Undo-log日志

在之前《事务篇》中分析事务实现原理时，咱们得知了MySQL事务机制是基于Undo-log实现的，同时在刚刚在聊回滚指针时，聊到了Undo-log日志中会存储旧版本的数据，但要注意：Undo-log中并不仅仅只存储一条旧版本数据，其实在该日志中会有一个版本链，啥意思呢？举个例子：

SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
| user_id | user_name | user_sex | password | register_time       |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
|       1 | 熊猫      | 女       | 6666     | 2022-08-14 15:22:01 |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+

UPDATE `zz_users` SET user_name = "竹子" WHERE user_id = 1;
UPDATE `zz_users` SET user_sex = "男" WHERE user_id = 1;

比如上述这段SQL隶属于trx_id=1的T1事务，其中对同一条数据改动了两次，那Undo-log日志中只会存储一条旧版本数据吗？NO，答案是两条旧版本的数据，如下图：

从上图中可明显看出：不同的旧版本数据，会以roll_ptr回滚指针作为链接点，然后将所有的旧版本数据组成一个单向链表。但要注意一点：最新的旧版本数据，都会插入到链表头中，而不是追加到链表尾部。

细说一下执行上述update语句的详细过程：
①对ID=1这条要修改的行数据加上排他锁。
②将原本的旧数据拷贝到Undo-log的rollback Segment区域。
③对表数据上的记录进行修改，修改完成后将隐藏字段中的trx_id改为当前事务ID。
④将隐藏字段中的roll_ptr指向Undo-log中对应的旧数据，并在提交事务后释放锁。

为什么Undo-log日志要设计出版本链呢？两个好处：一方面可以实现事务点回滚（这点回去参考事务篇），另一方面则可以实现MVCC机制（这点后面聊）。

与之前的删除标识类似，一条数据被delete后并提交了，最终会从磁盘移除，而Undo-log中记录的旧版本数据，同样会占用空间，因此在事务提交后也会移除，移除的工作同样由purger线程负责，purger线程内部也会维护一个ReadView，它会以此作为判断依据，来决定何时移除Undo记录。

3.3、MVCC核心 - ReadView

MVCC在前面聊到过，它翻译过来就是多版本并发控制的意思，对于这个名词中的多版本已经通过Undo-log日志实现了，但再思考一个问题：如果T2事务要查询一条行数据，此时这条行数据正在被T1事务写，那也就代表着这条数据可能存在多个旧版本数据，T2事务在查询时，应该读这条数据的哪个版本呢？此时就需要用到ReadView，用它来做多版本的并发控制，根据查询的时机来选择一个当前事务可见的旧版本数据读取。

那究竟什么是ReadView呢？就是一个事务在尝试读取一条数据时，MVCC基于当前MySQL的运行状态生成的快照，也被称之为读视图，即ReadView，在这个快照中记录者当前所有活跃事务的ID（活跃事务是指还在执行的事务，即未结束（提交/回滚）的事务）。

当一个事务启动后，首次执行select操作时，MVCC就会生成一个数据库当前的ReadView，通常而言，一个事务与一个ReadView属于一对一的关系（不同隔离级别下也会存在细微差异），ReadView一般包含四个核心内容：

• creator_trx_id：代表创建当前这个ReadView的事务ID。
• trx_ids：表示在生成当前ReadView时，系统内活跃的事务ID列表。
• up_limit_id：活跃的事务列表中，最小的事务ID。
• low_limit_id：表示在生成当前ReadView时，系统中要给下一个事务分配的ID值。

上面四个值很简单，值得一提的是low_limit_id，它并不是目前系统中活跃事务的最大ID，因为之前讲到过，MySQL的事务ID是按序递增的，因此当启动一个新的事务时，都会为其分配事务ID，而这个low_limit_id则是整个MySQL中，要为下一个事务分配的ID值。

下面上个ReadView的示意图，来好好理解一下它：

假设目前数据库中共有T1~T5这五个事务，T1、T2、T4还在执行，T3已经回滚，T5已经提交，此时当有一条查询语句执行时，就会利用MVCC机制生成一个ReadView，由于前面讲过，单纯由一条select语句组成的事务并不会分配事务ID，因此默认为0，所以目前这个快照的信息如下：

{
    "creator_trx_id" : "0",
    "trx_ids" : "[1,2,4]",
    "up_limit_id" : "1",
    "low_limit_id" : "6"
}

OK~，简单明白ReadView的结构后，接着一起来聊一聊MVCC机制的实现原理。

3.4、MVCC机制实现原理

将“MVCC三剑客”的概念阐述完毕后，再结合三者来谈谈MVCC的实现，其实也比较简单，经过前面的讲解后已得知：

• ①当一个事务尝试改动某条数据时，会将原本表中的旧数据放入Undo-log日志中。
• ②当一个事务尝试查询某条数据时，MVCC会生成一个ReadView快照。

其中Undo-log主要实现数据的多版本，ReadView则主要实现多版本的并发控制，还是以之前的例子来举例说明：

-- 事务T1：trx_id=1
UPDATE `zz_users` SET user_name = "竹子" WHERE user_id = 1;
UPDATE `zz_users` SET user_sex = "男" WHERE user_id = 1;

-- 事务T2：trx_id=2
SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;

目前存在T1、T2两个并发事务，T1目前在修改ID=1的这条数据，而T2则准备查询这条数据，那么T2在执行时具体过程是怎么回事呢？如下：

• ①当事务中出现select语句时，会先根据MySQL的当前情况生成一个ReadView。
• ②判断行数据中的隐藏列trx_id与ReadView.creator_trx_id是否相同：
  • 相同：代表创建ReadView和修改行数据的事务是同一个，自然可以读取最新版数据。
  • 不相同：代表目前要查询的数据，是被其他事务修改过的，继续往下执行。
• ③判断隐藏列trx_id是否小于ReadView.up_limit_id最小活跃事务ID：
  • 小于：代表改动行数据的事务在创建快照前就已结束，可以读取最新版本的数据。
  • 不小于：则代表改动行数据的事务还在执行，因此需要继续往下判断。
• ④判断隐藏列trx_id是否小于ReadView.low_limit_id这个值：
  • 大于或等于：代表改动行数据的事务是生成快照后才开启的，因此不能访问最新版数据。
  • 小于：表示改动行数据的事务ID在up_limit_id、low_limit_id之间，需要进一步判断。
• ⑤如果隐藏列trx_id小于low_limit_id，继续判断trx_id是否在trx_ids中：
  • 在：表示改动行数据的事务目前依旧在执行，不能访问最新版数据。
  • 不在：表示改动行数据的事务已经结束，可以访问最新版的数据。

说简单一点，就是首先会去获取表中行数据的隐藏列，然后经过上述一系列判断后，可以得知：目前查询数据的事务到底能不能访问最新版的数据。如果能，就直接拿到表中的数据并返回，反之，不能则去Undo-log日志中获取旧版本的数据返回。

注意：假设Undo-log日志中存在版本链怎么办？该获取哪个版本的旧数据呢？

如果Undo-log日志中的旧数据存在一个版本链时，此时会首先根据隐藏列roll_ptr找到链表头，然后依次遍历整个列表，从而检索到最合适的一条数据并返回。但在这个遍历过程中，是如何判断一个旧版本的数据是否合适的呢？条件如下：

• 旧版本的数据，其隐藏列trx_id不能在ReadView.trx_ids活跃事务列表中。

因为如果旧版本的数据，其trx_id依旧在ReadView.trx_ids中，就代表着产生这条旧数据的事务还未提交，自然不能读取这个版本的数据，以前面给出的例子来说明：

这是由事务T1生成的版本链，此时T2生成的ReadView如下：

{
    "creator_trx_id" : "0",
    "trx_ids" : "[1]",
    "up_limit_id" : "1",
    "low_limit_id" : "2"
}

结合这个ReadView信息，经过前面那一系列判断后，最终会得到：不能读取最新版数据，因此需要去Undo-log的版本链中读数据，首先根据roll_ptr找到第一条旧数据：

此时发现其trx_id=1，位于ReadView.trx_ids中，因此不能读取这条旧数据，接着再根据这条旧数据的roll_ptr找到第二条旧版本数据：

这时再看其trx_id=null，并不位于ReadView.trx_ids中，null表示这条数据在上次MySQL运行时就已插入了，因此这条旧版本的数据可以被T2事务读取，最终T2就会查询到这条数据并返回。

OK~，最后再来看一个场景！即范围查询时，突然出现新增数据怎么办呢？如下：

SELECT * FROM `zz_users`;
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
| user_id | user_name | user_sex | password | register_time       |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
|       1 | 熊猫      | 女       | 6666     | 2022-08-14 15:22:01 |
|       2 | 竹子      | 男       | 1234     | 2022-09-14 16:17:44 |
|       3 | 子竹      | 男       | 4321     | 2022-09-16 07:42:21 |
|       4 | 猫熊      | 女       | 8888     | 2022-09-27 17:22:59 |
|       9 | 黑竹      | 男       | 9999     | 2022-09-28 22:31:44 |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+

-- T1事务：查询ID >= 3 的所有用户信息
select * from  `zz_users` where user_id >= 3;

-- T2事务：新增一条 ID = 6 的用户记录
INSERT INTO `zz_users` VALUES(6,"棕熊","男","7777","2022-10-02 16:21:33");

此时当T1事务查询数据时，突然蹦出来一条ID=6的数据，经过判断之后会发现新增这条数据的事务还在执行，所以要去查询旧版本数据，但此时由于是新增操作，因此roll_ptr=null，即表示没有旧版本数据，此时会不会读取最新版的数据呢？答案是NO，如果查询数据的事务不能读取最新版数据，同时又无法从版本链中找到旧数据，那就意味着这条数据对T1事务完全不可见，因此T1的查询结果中不会包含ID=6的这条新增记录。

3.5、RC、RR不同级别下的MVCC机制

3.4阶段已经将MVCC机制的具体实现过程剖析了一遍，接下来再思考一个问题：

ReadView是一个事务中只生成一次，还是每次select时都会生成呢？

这个问题的答案跟事务的隔离机制有关，不同级别的隔离机制也并不同，如果此时MySQL的事务隔离机制处于RC读已提交级别，那此时来看一个例子：

-- 开启一个事务T1：主要是修改两次ID=1的行数据
begin;
UPDATE `zz_users` SET user_name = "竹子" WHERE user_id = 1;
UPDATE `zz_users` SET user_sex = "男" WHERE user_id = 1;

-- 再开启一个事务T2：主要是查询ID=1的行数据
SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;

-- 此时先提交事务T1
commit;

-- 再次在事务T2中查一次ID=1的行数据
SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;

先说明一点，为了方便理解，因此我将两个事务的代码贴在了一块，但如若你要做实际的实验，请切记将T1、T2用两个连接来写。

OK~，再来看看上述这个案例，如果是处于RC级别的情况下，T2事务中的查询结果如下：

SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
| user_id | user_name | user_sex | password | register_time       |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
|       1 | 熊猫      | 女       | 6666     | 2022-08-14 15:22:01 |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+

SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
| user_id | user_name | user_sex | password | register_time       |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
|       1 | 竹子      | 男       | 6666     | 2022-08-14 15:22:01 |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+

为什么两次查询结果不一样呢？因为RC级别下，MVCC机制是会在每次select语句执行前，都会生成一个ReadView，由于T2事务中第二次查询数据时，T1已经提交了，所以第二次查询就能读到修改后的数据，这是啥问题？不可重复读问题。

接着再来看看RR可重复级别下的MVCC机制，SQL代码和上述一模一样，但查询结果如下：

SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
| user_id | user_name | user_sex | password | register_time       |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
|       1 | 熊猫      | 女       | 6666     | 2022-08-14 15:22:01 |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+

SELECT * FROM `zz_users` WHERE user_id = 1;
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
| user_id | user_name | user_sex | password | register_time       |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+
|       1 | 熊猫      | 女       | 6666     | 2022-08-14 15:22:01 |
+---------+-----------+----------+----------+---------------------+

这又是为啥？为啥明明在T2事务第二次查询前，T1已经提交了，T2依旧查询出的结果和第一次相同呢？这是因为在RR级别中，一个事务只会在首次执行select语句时生成快照，后续所有的select操作都会基于这个ReadView来判断，这样也就解决了RC级别中存在的不可重复问题。

最后简单提一嘴：实际上InnoDB引擎中，是可以在RC级别解决脏读、不可重复读、幻读这一系列问题的，但是为了将事务隔离级别设计的符合DBMS规范，因此在实现时刻意保留了这些问题，然后放在更高的隔离级别中解决~

四、MVCC机制篇总结

MVCC多版本并发控制，听起来似乎蛮高大上的，但实际研究起来会发现它并不复杂，其中的多版本主要依赖Undo-log日志来实现，而并发控制则通过表的隐藏字段+ReadView快照来实现，通过Undo-log日志、隐藏字段、ReadView快照这三玩意儿，就实现了MVCC机制，过程还蛮简单的~