0. 事务回顾
MySQL中有四种事务隔离级别，READ UNCOMMITTED，READ COMMITTED， REPEATABLE READ，SERIALIZABLE，这四种隔离级别依次解决了脏读、不可重复读和幻读。其中幻读是指一个事务先根据某些条件查询出一些记录，之后另一个事务又向表中插入了符合这些条件的记录，原先的事务再次按照该条件查询时，能把另一个事务插入的记录也读出来（侧重点是读到了之前没有读到的数据）如下图所示
1. 版本链
我们前边说过，对于使用InnoDB存储引擎的表来说，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列：
- trx_id:每次一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把该事务的
事务id赋值给trx_id隐藏列。（注：只有在对表中的记录做改动时（执行INSERT、DELETE、UPDATE这些语句时）才会为事务分配事务id，否则在一个只读事务中的事务id值都默认为0。） - Roll_pointer:每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到
undo日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。
假设有这样的一张表，其中两个事务id分别为100和200的事务对这条记录进行update操作，操作流程如下
mysql> SELECT * FROM hero;
+--------+--------+---------+
| number | name | country |
+--------+--------+---------+
| 1 | 刘备 | 蜀 |
+--------+--------+---------+
1 row in set (0.07 sec)
则会形成一条如下所示的版本链
2. ReadView
对于使用READ UNCOMMITTED隔离级别的事务来说，由于可以读到未提交事务修改过的记录，所以直接读取记录的最新版本就好了；对于使用SERIALIZABLE隔离级别的事务来说，设计InnoDB的大叔规定使用加锁的方式来访问记录；对于使用READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的事务来说，都必须保证读到已经提交了的事务修改过的记录，也就是说假如另一个事务已经修改了记录但是尚未提交，是不能直接读取最新版本的记录的，核心问题就是：需要判断一下版本链中的哪个版本是当前事务可见的。为此MySQL的设计者提出了ReadView这一概念。
其中ReadView中包含4个比较重要的内容：
m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中的最小值。max_trx_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值。creator_trx_id：表示生成该ReadView的事务的事务id。
有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见：
- 如果被访问版本的
trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。 - 如果被访问版本的
trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。 - 如果被访问版本的
trx_id属性值大于或等于ReadView中的max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。 - 如果被访问版本的
trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_ids列表中，如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问；如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。
在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同，READ COMMITTED在每次读取数据前都会生成一个ReadView；REPEATABLE READ则在第一次读取数据时生成一个ReadView