可重复读（repeatable read）定义： 一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务 在启动时看到的数据是一致的。
MVCC
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MVCC，多版本并发控制 , 用于实现读已提交 和可重复读隔离级别。
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MVCC的核心就是 Undo log多版本链 + Read view ，"MV"就是通过 Undo log来保存数据的历史版本，实现多版本的管理 ，"CC"是通过 Read-view 来实现管理，通过 Read-view原则来决定数据是否显示 。同时针对不同的隔离级别， Read view的生成策略不同，也就实现了不同的隔离级别。
Undo log 多版本链
每条数据都有两个隐藏字段:
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trx_id : 事务id,记录最近一次更新这条数据的事务id.
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roll_pointer : 回滚指针 ,指向之前生成的undo log
每一条数据都有多个版本 ,版本之间通过undo log链条进行连接通过这样的设计方式,可以保证每个事务提交的时候,一旦需要回滚操作,可以保证同一个事务只能读取到比当前版本更早提交的值,不能看到更晚提交的值。
ReadView
Read View是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图 ，即 consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交 ）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现.
Read View简单理解就是对数据在某个时刻的状态拍成照片记录下来 。那么之后获取某时刻的数据时就还是原来的照片上的数据，是不会变的.
Read View中比较重要的字段有4个:
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m_ids: 用来表示MySQL中哪些事务正在执行,但是没有提交. -
min_trx_id: 就是m_ids里最小的值. -
max_trx_id: 下一个要生成的事务id值,也就是最大事务id -
creator_trx_id: 就是你这个事务的id
当一个事务第一次执行查询 sql时，会生成一致性视图 read-view（快照），查询时从 undo log 中最新的一条记录 开始跟 read-view 做对比，如果不符合比较规则 ，就根据回滚指针回滚到上一条记录继续比较，直到得到符合比较条件的查询结果。
Read View判断记录某个版本是否可见的规则如下
1.如果当前记录的事务id落在绿色部分（trx_id < min_id），表示这个版本是已提交 的事务生成的，可读。 2.如果当前记录的事务id落在红色部分（trx_id > max_id），表示这个版本是由将来启动的事务生成的，不可读。
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如果当前记录的事务id落在黄色部分（min_id <= trx_id <= max_id），则分为两种情况：
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若当前记录的事务id在未提交事务的数组中，则此条记录不可读；
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若当前记录的事务id不在未提交事务的数组中，则此条记录可读。
RC 和 RR 隔离级别都是由 MVCC 实现，区别在于：
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RC 隔离级别时，read-view 是每次执行 select 语句时都生成一个；
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RR 隔离级别时，read-view 是在第一次执行 select 语句时生成一个，同一事务中后面的所有 select 语句都复用这个 read-view 。
Repeatable Read 解决了幻读问题吗？
可重复读（repeatable read）定义： 一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。
不过理论上会出现幻读 ，简单的说幻读指的的当用户读取某一范围 的数据行时，另一个事务又在该范围插入了新行，当用户在读取该范围的数据时会发现有新的幻影行。
注意在可重复读隔离级别下，普通的查询 是快照读 ，是不会看到别的事务插入的数据的 。因此， 幻读在"当前读 "下才会出现（查询语句添加for update，表示当前读）；
在 MVCC 并发控制中，读操作可以分为两类 : 快照读（Snapshot Read）与当前读 （Current Read）。
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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，从而解决了因为对数据库表的加锁而导致的两个如下问题
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解决了因加锁导致的修改数据时无法对数据读取问题.
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解决了因加锁导致读取数据时无法对数据进行修改的问题.
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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（
插入/更新/删除操作，属于当前读，需要加锁,select for update为当前读）
表结构
| id | key | value |
|---|---|---|
| 0 | 0 | 0 |
| 1 | 1 | 1 |
假设 select * from where value=1 for update，只在这一行加锁（注意这只是假设），其它行不加锁，那么就会出现如下场景：
Session A的三次查询Q1-Q3都是select * from where value=1 for update，查询的value=1的所有row。
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T1：Q1只返回一行(1,1,1)；
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T2：session B更新id=0的value为1，此时表t中value=1的数据有两行
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T3：Q2返回两行(0,0,1),(1,1,1)
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T4：session C插入一行(6,6,1)，此时表t中value=1的数据有三行
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T5：Q3返回三行(0,0,1),(1,1,1),(6,6,1)
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T6：session A事物commit。
其中Q3读到value=1这一样的现象，就称之为幻读，幻读指的是一个事务在前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。
先对"幻读"做出如下解释：
- 要讨论「可重复读」隔离级别的幻读现象，是要建立在「当前读」的情况下，**而不是快照读,**因为在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的。
Next-key Lock 锁
产生幻读的原因是，行锁只能锁住行 ，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的"间隙"。因此，Innodb 引擎为了解决「可重复读」隔离级别使用「当前读」而造成的幻读问题，就引出了 next-key 锁，就是记录锁和间隙锁的组合。
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RecordLock锁：锁定单个行记录的锁。（记录锁，RC、RR隔离级别都支持）
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GapLock锁：间隙锁，锁定索引记录间隙 (不包括记录本身)，确保索引记录的间隙不变 。（范围锁，RR隔离级别支持）
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Next-key Lock 锁：记录锁和间隙锁组合 ，同时锁住数据 ，并且锁住数据前后范围。（记录锁+范围锁，RR隔离级别支持）
总结
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RR隔离级别下间隙锁才有效，RC隔离级别下没有间隙锁；
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RR隔离级别下为了解决"幻读"问题："快照读 "依靠MVCC控制，"当前读"通过间隙锁解决；
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间隙锁和行锁合称next-key lock ，每个next-key lock是前开后闭区间；
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间隙锁的引入，可能会导致同样语句锁住更大的范围 ，影响并发度。
知识来源：马士兵教育