Mysql中隔离级别可重复读解决不可重复读的底层原理是什么？

结论

解决不可重复读的原理是：可重复读隔离机制在同一个事务中，第一次读取数据时会创建一个ReadView，该事务后续的所有普通SELECT查询（非锁定读）都会基于这个视图来获取数据，从而保证每次读到的都是同一个快照版本的数据，不受其他事务提交的影响。

不可重复读的意思是一个事务内，多次读取同一个数据，结果不一致。因为在两次读取之间，有其他事务提交了修改（UPDATE）。

Mysql默认隔离级别可重复读解决了脏读，不可重复读。意思就是只能读取到事务已经提交的数据。 在同一个事务里，无论读多少次，同一条数据的结果都是一样的。

MVCC的组成部分

1.隐藏字段

每条记录会有两个隐藏字段

DB_TRX_ID（6字节）：记录创建或最后一次修改该行数据的事务ID。
DB_ROLL_PTR（7字节）：回滚指针，指向该行数据的上一个历史版本（在Undo Log中）。
DB_ROW_ID（6字节）：隐含的自增ID（如果没有主键）。

2.Undo Log（回滚日志）

当数据被修改时，InnoDB不仅会将新值写入，还会将修改前的旧版本数据（前置镜像）存入Undo Log。
通过DB_ROLL_PTR，一行数据的所有旧版本可以被串联成一个链表。

示例:

假设我们有一张表 users，其中有一行数据：
id	name	age
1	张三	20
事务A (trx_id = 100) 开始，并将 age 从 20 更新为 25。

1.InnoDB不会直接覆盖原数据。
2.它会将当前行数据（id=1, name=‘张三’， age=20）的拷贝存入Undo Log。
3.在数据库的当前页中，将这行数据的 age 更新为 25。
4.InnoDB会在这行数据的表头信息中，记录下修改它的事务ID trx_id=100，以及一个指向Undo Log中旧版本数据的回滚指针
roll_pointer。

trx_id: 100, roll_pointer -> 【Undo Log记录：事务100修改前】(id=1, name='张三', age=20, trx_id=?)roll_pointer -> NULL

3.Read View（读视图）

当一个事务执行第一次普通SELECT查询时，InnoDB会为它生成一个快照Read View。

Read View 主要包含以下信息：
m_ids：生成Read View时，系统中活跃（未提交）的事务ID集合。
min_trx_id：m_ids中的最小值。
max_trx_id：生成Read View时，系统应该分配给下一个事务的ID。
creator_trx_id：创建该Read View的事务自己的ID。

可见的条件是:
1.该版本的 DB_TRX_ID < min_trx_id，说明这个版本在当前Read View创建之前就已经提交了。

2.该版本的 DB_TRX_ID 在 m_ids 列表中不存在，说明这个版本在创建Read View时已经被提交了。

示例

假设有两个事务：
事务A（ID=100）：更新了一行数据 name=‘Alice’-> name=‘Bob’，但尚未提交。
事务B（ID=200）：发起一个 SELECT查询，要读取这行数据。

过程如下：
事务B开始，执行 SELECT，生成一个 Read View。
m_ids= [100] （因为事务A(100)是活跃的）
min_trx_id= 100
max_trx_id= 201
creator_trx_id= 200

事务B去读取数据行。当前最新版本是由事务A（ID=100）修改的 name=‘Bob’。
事务B使用 Read View 进行可见性判断：
当前版本的 DB_TRX_ID是 100。
100 在 m_ids列表中吗？在。
根据规则4，这个版本不可见。
事务B顺着回滚指针找到上一个版本 name=‘Alice’，它的 DB_TRX_ID是 50（假设是更早的一个已提交事务）。
再次判断：
DB_TRX_ID(50) < min_trx_id(100) 吗？是。
根据规则2，这个版本可见。
所以，事务B读取到的是 name=‘Alice’，而不会读到事务A未提交的修改 name=‘Bob’。