InnoDB引擎
6.1 逻辑存储结构
InnoDB 存储引擎的逻辑结构从大到小依次为：表空间 (Tablespace)、段 (Segment)、区 (Extent)、页 (Page)、行 (Row)。
表空间 (Tablespace)： 是 InnoDB 存储引擎逻辑结构的最高层。如果启用了
innodb_file_per_table参数 (在 MySQL 8.0 中默认开启)，则每张表都会有一个独立的表空间，即.ibd文件。一个 MySQL 实例可以对应多个表空间，用于存储记录、索引等数据。段 (Segment)： 分为数据段 (Leaf node segment)、索引段 (Non-leaf node segment) 和回滚段 (Rollback segment)。InnoDB 是索引组织表，数据段就是 B+ 树的叶子节点，索引段即为 B+ 树的非叶子节点。段用来管理多个区 (Extent)。
区 (Extent)： 表空间的单元结构，每个区的大小为 1MB。默认情况下，InnoDB 存储引擎页大小为 16KB，即一个区中一共有 64 个连续的页。
页 (Page)： 是 InnoDB 存储引擎磁盘管理的最小单元，每个页的大小默认为 16KB。为了保证页的连续性，InnoDB 存储引擎每次从磁盘申请 4-5 个区。
行 (Row)： InnoDB 存储引擎数据是按行进行存放的。每行数据默认有两个隐藏字段：
Trx_id：每次对某条记录进行改动时，都会把对应的事务 id 赋值给trx_id隐藏列。Roll_pointer：每次对某条记录进行改动时，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。
6.2 架构
6.2.1 概述
MySQL 5.5 版本开始，默认使用 InnoDB 存储引擎。它擅长事务处理，具有崩溃恢复特性，在日常开发中使用非常广泛。InnoDB 架构图分为内存结构和磁盘结构两部分。
6.2.2 内存结构
主要的内存结构包括：Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive Hash Index 和 Log Buffer。
6.2.2.1 Buffer Pool
InnoDB 存储引擎基于磁盘文件存储，为了尽可能弥补磁盘 I/O 效率的不足，需要把经常使用的数据加载到缓冲池中，避免每次访问都进行磁盘 I/O。InnoDB 的缓冲池中不仅缓存了索引页和数据页，还包含了 Undo 页、插入缓存、自适应哈希索引以及 InnoDB 的锁信息等。
缓冲池是主内存中的一个区域，里面可以缓存磁盘上经常操作的真实数据。在执行增删改查操作时，先操作缓冲池中的数据 (若缓冲池没有数据，则从磁盘加载并缓存)，然后再以一定频率刷新到磁盘，从而减少磁盘 I/O，加快处理速度。
缓冲池以页 (Page) 为单位，底层采用链表数据结构管理页。根据状态，将 Page 分为三种类型：
free page：空闲 page，未被使用。clean page：被使用 page，数据没有被修改过。dirty page：脏页，被使用 page，数据被修改过，也即数据与磁盘的数据产生了不一致。
在专用服务器上，通常将多达 80% 的物理内存分配给缓冲池。innodb_buffer_pool_size 参数用于设置缓冲池大小。
SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size';6.2.2.2 Change Buffer
更改缓冲区，针对非唯一二级索引页。在执行 DML 语句时，如果这些数据 Page 没有在 Buffer Pool 中，不会直接操作磁盘，而是会将数据变更存在更改缓冲区 Change Buffer 中，在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到 Buffer Pool 中，再将合并后的数据刷新到磁盘中。使用 Change Buffer 可以在缓冲池中进行合并处理，减少磁盘 I/O。
理解 Change Buffer 的意义，需要先理解二级索引的结构。二级索引通常是非唯一的，并且以相对随机的顺序插入。删除和更新操作可能影响索引树中不相邻的二级索引页。如果每次都操作磁盘，会造成大量的磁盘 I/O。
6.2.2.3 Adaptive Hash Index
自适应 Hash 索引，用于优化对 Buffer Pool 数据的查询。虽然 InnoDB 引擎中没有直接支持 Hash 索引，但是 InnoDB 提供了自适应 Hash 索引的功能。因为 Hash 索引在进行等值匹配时，一般性能要高于 B+ 树（Hash 索引只需要一次 I/O）。但是 Hash 索引不适合做范围查询、模糊匹配等。
InnoDB 存储引擎会监控对表上各索引页的查询，如果观察到在特定的条件下 Hash 索引可以提升速度，则建立 Hash 索引，称之为自适应 Hash 索引。
自适应哈希索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成的。adaptive_hash_index 参数用于控制是否开启自适应哈希索引。
6.2.2.4 Log Buffer
日志缓冲区，用来保存要写入到磁盘中的 Log 日志数据 (Redo Log, Undo Log)。默认大小为 16MB，日志缓冲区的日志会定期刷新到磁盘中。如果需要更新、插入或删除许多行的事务，增加日志缓冲区的大小可以节省磁盘 I/O。
innodb_log_buffer_size 参数用于设置日志缓冲区大小。innodb_flush_log_at_trx_commit 参数用于控制日志刷新到磁盘的时机，主要包含以下三个值：
1：日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘，默认值。0：每秒将日志写入并刷新到磁盘一次。2：日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次。
6.2.3 磁盘结构
InnoDB 的磁盘结构主要包括：System Tablespace (系统表空间)、File-Per-Table Tablespaces (独立表空间)、General Tablespaces (通用表空间)、Undo Tablespaces (撤销表空间)、Temporary Tablespaces (临时表空间)、Doublewrite Buffer Files (双写缓冲区文件) 和 Redo Log (重做日志)。
6.2.3.1 System Tablespace
系统表空间是更改缓冲区的存储区域。如果表是在系统表空间而不是每个表文件或通用表空间中创建的，它也可能包含表和索引数据。(在 MySQL 5.x 版本中还包含 InnoDB 数据字典、Undo Log 等)。
innodb_data_file_path 参数用于配置系统表空间。系统表空间，默认的文件名叫 ibdata1。
6.2.3.2 File-Per-Table Tablespaces
如果开启了 innodb_file_per_table 开关，则每个表的文件表空间包含单个 InnoDB 表的数据和索引，并存储在文件系统上的单个数据文件中。
innodb_file_per_table 参数用于控制是否开启独立表空间，该参数默认开启。也就是说，我们没创建一个表，都会产生一个表空间文件，即 .ibd 文件。
6.2.3.3 General Tablespaces
通用表空间，需要通过 CREATE TABLESPACE 语法创建通用表空间，在创建表时，可以指定该表空间。
- 创建表空间
CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name.ibd' ENGINE = engine_name; - 创建表时指定表空间
CREATE TABLE XXX TABLESPACE ts_name;
6.2.3.4 Undo Tablespaces
撤销表空间，MySQL 实例在初始化时会自动创建两个默认的 Undo 表空间 (初始大小 16M)，用于存储 Undo Log 日志。
6.2.3.5 Temporary Tablespaces
InnoDB 使用会话临时表空间和全局临时表空间。存储用户创建的临时表等数据。
6.2.3.6 Doublewrite Buffer Files
双写缓冲区，InnoDB 引擎将数据页从 Buffer Pool 刷新到磁盘前，先将数据页写入双写缓冲区文件中，便于系统异常时恢复数据。
6.2.3.7 Redo Log
重做日志，是用来实现事务的持久性。该日志文件由两部分组成：重做日志缓冲 (Redo Log Buffer) 以及重做日志文件 (Redo Log)，前者是在内存中，后者在磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息都会存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘时，发生错误时，进行数据恢复使用。
以循环方式写入重做日志文件时，涉及两个文件：ib_logfile0 和 ib_logfile1。
6.2.4 后台线程
在 InnoDB 的后台线程中，分为 4 类，分别是：Master Thread、IO Thread、Purge Thread、Page Cleaner Thread。
Master Thread 核心后台线程，负责调度其他线程，还负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘中，保持数据的一致性，还包括脏页的刷新、合并插入缓存、Undo 页的回收。
IO Thread 在 InnoDB 存储引擎中大量使用了 AIO (Async IO) 来处理 I/O 请求，这样可以极大地提高数据库的性能，而 IO Thread 主要负责这些 I/O 请求的回调。
可以通过
show engine innodb status \G;指令，查看到 InnoDB 的状态信息，其中就包含 IO Thread 信息。Purge Thread 主要用于回收事务已经提交了的 Undo Log。在事务提交之后，若 Undo Log 不再使用，则使用 Purge Thread 回收。
Page Cleaner Thread 协助 Master Thread 刷新脏页到磁盘的线程，它可以减轻 Master Thread 的工作压力，减少阻塞。
6.3 事务原理
6.3.1 事务基础
事务是一组操作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求，即这些操作要么同时成功，要么同时失败。
事务特性如下：
- 原子性 (Atomicity)：事务是不可分割的最小操作单元，要么全部成功，要么全部失败。
- 一致性 (Consistency)：事务完成时，必须使所有的数据都保持一致状态。
- 隔离性 (Isolation)：数据库系统提供的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行。
- 持久性 (Durability)：事务一旦提交或回滚，它对数据库中的数据的改变就是永久的。
InnoDB 对事务特性的实现原理：
- 原子性、一致性、持久性：通过
redo log（重做日志）和undo log（回滚日志）共同保障。 - 隔离性：通过数据库锁机制和多版本并发控制（MVCC）实现。
6.3.2 Redo Log
Redo Log 记录事务提交时数据页的物理修改，用于实现事务的持久性。它由两部分组成：
- Redo Log Buffer (重做日志缓冲区)：位于内存中。 修改数据时，先将变更写入 Redo Log Buffer。
- Redo Log File (重做日志文件)：位于磁盘中。 事务提交时，将 buffer 内容刷新至 Redo Log File（顺序写入磁盘）。
InnoDB 引擎先操作缓冲池中的数据，如果缓冲区没有对应的数据，会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来，然后将缓冲池中的数据修改，修改后的数据页称为脏页。脏页会在一定的时机刷新到磁盘，但不是实时刷新，如果刷新过程出错，可能导致数据丢失，无法保证持久性。
对缓冲区的数据进行增删改之后，会首先将操作的数据页的变化，记录在 Redo Log Buffer 中。在事务提交时，会将 Redo Log Buffer 中的数据刷新到 Redo Log 磁盘文件中。如果在刷新缓冲区的脏页到磁盘时发生错误，此时就可以借助于 Redo Log 进行数据恢复，这样就保证了事务的持久性。如果脏页成功刷新到磁盘或者涉及到的数据已经落盘，此时 Redo Log 就没有作用了，就可以删除了，所以存在的两个 Redo Log 文件是循环写的。
每次提交事务时，都要刷新 Redo Log 到磁盘，而不是直接将 Buffer Pool 中的脏页刷新到磁盘。这是因为业务操作通常是随机读写磁盘，而 Redo Log 是顺序写入磁盘，顺序写的效率远高于随机写。
6.3.3 Undo Log
Undo Log 记录数据修改前的信息，用于事务回滚（保障原子性）和多版本并发控制（MVCC）。它记录了数据被修改前的信息，是一种逻辑日志。
当 DELETE 一条记录时，Undo Log 会记录一条对应的 INSERT 记录；当 INSERT 一条记录时，Undo Log 会记录一条对应的 DELETE 记录；当 UPDATE 一条记录时，Undo Log 会记录一条对应相反的 UPDATE 记录。当执行 ROLLBACK 时，就可以从 Undo Log 中读取逻辑记录并进行回滚。
Undo Log 在事务执行时产生，事务提交时不会立即删除，因为可能被 MVCC 使用。Undo Log 采用段 (segment) 的方式管理，存放在 rollback segment (回滚段) 中，每个回滚段包含 1024 个 undo log segment。
6.4 MVCC
6.4.1 基本概念
当前读是指读取数据的最新版本，并且在读取时会对记录加锁，以防止其他并发事务修改。常见的当前读操作包括：
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE(共享锁)SELECT ... FOR UPDATE、UPDATE、INSERT、DELETE(排他锁)
示例
在 RR 隔离级别下，事务 A 可以读取到事务 B 最新提交的内容，这是因为使用了 LOCK IN SHARE MODE 共享锁，执行的是当前读操作。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from stu lock in share mode;
+----+-------+-----+
| id | name | age |
+----+-------+-----+
| 1 | adam | 1 |
| 3 | cat | 3 |
| 11 | jetty | 11 |
| 19 | lei | 19 |
| 25 | luci | 25 |
+----+-------+-----+
5 rows in set (0.00 sec)mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update stu set name = 'adam' where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec):::
与当前读相对的是快照读，快照读读取的是数据的可见版本，可能是历史版本，不会加锁，属于非阻塞读。
不同隔离级别下，快照读的行为有所不同：
- READ COMMITTED (RC)：每次
SELECT都生成一个新的快照读。 - REPEATABLE READ (RR)：事务中第一个
SELECT语句才是快照读，后续的SELECT语句都从该快照中读取数据。 - SERIALIZAVBLE：快照读会退化为当前读。
示例
即使事务 B 提交了数据，事务 A 中也查询不到，这是因为普通的 SELECT 是快照读。在 RR 隔离级别下，事务中第一个 SELECT 语句确定了快照版本，后续的 SELECT 语句都从该快照中获取数据，从而保证了可重复读。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from stu;
+----+-------+-----+
| id | name | age |
+----+-------+-----+
| 1 | adam | 1 |
| 3 | cat | 3 |
| 11 | jetty | 11 |
| 19 | lei | 19 |
| 25 | luci | 25 |
+----+-------+-----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from stu;
+----+-------+-----+
| id | name | age |
+----+-------+-----+
| 1 | adam | 1 |
| 3 | cat | 3 |
| 11 | jetty | 11 |
| 19 | lei | 19 |
| 25 | luci | 25 |
+----+-------+-----+
5 rows in set (0.00 sec)mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update stu set name = 'carl' where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec):::
MVCC (Multi-Version Concurrency Control)，即多版本并发控制，通过维护数据的多个版本来实现读写操作的并发执行，从而减少锁的竞争。快照读是 MySQL 实现 MVCC 的关键，它提供了一种非阻塞的读取数据的方式。MVCC 的实现依赖于数据库记录中的隐藏字段、Undo Log 日志和 ReadView。
6.4.2 隐藏字段
InnoDB 的表中除了定义的字段外，还有额外的三个隐藏字段：
| 字段名 | 说明 |
|---|---|
DB_TRX_ID | 最近修改事务 ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务 ID。 |
DB_ROLL_PTR | 回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合 Undo Log，指向上一个版本。 |
DB_ROW_ID | 隐藏主键，如果表结构没有指定主键，将会生成该隐藏字段。 |
DB_ROW_ID 只有在没有主键的情况下才会添加。
有主键的表
使用 ibd2sdi stu.ibd 命令可以查看 .ibd 文件中的表结构信息。
在表结构信息的 columns 部分，可以找到隐藏字段的信息。从输出结果中可以看到 DB_TRX_ID 和 DB_ROLL_PTR 两个隐藏字段。
{
"name": "DB_TRX_ID",
"type": 10,
"is_nullable": false,
"is_zerofill": false,
"is_unsigned": false,
"is_auto_increment": false,
"is_virtual": false,
"hidden": 2,
"ordinal_position": 4,
"char_length": 6,
"numeric_precision": 0,
"numeric_scale": 0,
"numeric_scale_null": true,
"datetime_precision": 0,
"datetime_precision_null": 1,
"has_no_default": false,
"default_value_null": true,
"srs_id_null": true,
"srs_id": 0,
"default_value": "",
"default_value_utf8_null": true,
"default_value_utf8": "",
"default_option": "",
"update_option": "",
"comment": "",
"generation_expression": "",
"generation_expression_utf8": "",
"options": "",
"se_private_data": "table_id=1146;",
"engine_attribute": "",
"secondary_engine_attribute": "",
"column_key": 1,
"column_type_utf8": "",
"elements": [],
"collation_id": 63,
"is_explicit_collation": false
}{
"name": "DB_ROLL_PTR",
"type": 9,
"is_nullable": false,
"is_zerofill": false,
"is_unsigned": false,
"is_auto_increment": false,
"is_virtual": false,
"hidden": 2,
"ordinal_position": 5,
"char_length": 7,
"numeric_precision": 0,
"numeric_scale": 0,
"numeric_scale_null": true,
"datetime_precision": 0,
"datetime_precision_null": 1,
"has_no_default": false,
"default_value_null": true,
"srs_id_null": true,
"srs_id": 0,
"default_value": "",
"default_value_utf8_null": true,
"default_value_utf8": "",
"default_option": "",
"update_option": "",
"comment": "",
"generation_expression": "",
"generation_expression_utf8": "",
"options": "",
"se_private_data": "table_id=1146;",
"engine_attribute": "",
"secondary_engine_attribute": "",
"column_key": 1,
"column_type_utf8": "",
"elements": [],
"collation_id": 63,
"is_explicit_collation": false
}因为该表有主键，所以没有 DB_ROW_ID 隐藏字段。
无主键的表
创建一个无主键的表：
create table employee (id int , name varchar(10));此时再使用 ibd2sdi 命令查看表结构，就可以发现 DB_ROW_ID 隐藏字段。
{
"name": "DB_ROW_ID",
"type": 10,
"is_nullable": false,
"is_zerofill": false,
"is_unsigned": false,
"is_auto_increment": false,
"is_virtual": false,
"hidden": 2,
"ordinal_position": 3,
"char_length": 6,
"numeric_precision": 0,
"numeric_scale": 0,
"numeric_scale_null": true,
"datetime_precision": 0,
"datetime_precision_null": 1,
"has_no_default": false,
"default_value_null": true,
"srs_id_null": true,
"srs_id": 0,
"default_value": "",
"default_value_utf8_null": true,
"default_value_utf8": "",
"default_option": "",
"update_option": "",
"comment": "",
"generation_expression": "",
"generation_expression_utf8": "",
"options": "",
"se_private_data": "table_id=1147;",
"engine_attribute": "",
"secondary_engine_attribute": "",
"column_key": 1,
"column_type_utf8": "",
"elements": [],
"collation_id": 63,
"is_explicit_collation": false
}6.4.3 Undo Log
6.4.3.1 介绍
回滚日志 (Undo Log) 是在执行 INSERT、UPDATE 和 DELETE 操作时产生的，用于数据回滚的日志。
- 对于
INSERT操作，产生的 Undo Log 只在回滚时需要，事务提交后可以立即删除。 - 对于
UPDATE和DELETE操作，产生的 Undo Log 不仅在回滚时需要，在快照读 (Snapshot Read) 时也需要，因此不会立即被删除。
6.4.3.2 版本链
版本链 (Version Chain) 是指由于多个事务并发修改同一条记录，导致该记录的 Undo Log 形成的一条链表，用于实现多版本并发控制 (MVCC)。
以一个原始数据表为例，该表结构包含以下列：
id | age | name | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PTR |
|---|---|---|---|---|
30 | 30 | A30 | 1 | null |
DB_TRX_ID：代表最近修改事务 ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务 ID，是自增的。DB_ROLL_PTR：回滚指针，指向 Undo Log 链表中的上一个版本。由于初始数据是新插入的，尚未被更新，因此该字段值为null。
现有四个并发事务同时访问这张表，时序图如下：
事务执行过程：
事务 2 修改数据：
- 事务 2 执行
UPDATE语句，将id=30的记录的age字段修改为3。 - 在修改之前，会记录 Undo Log 日志，保存数据变更之前的样子。
- 更新记录，记录本次操作的事务 ID (
DB_TRX_ID) 和回滚指针 (DB_ROLL_PTR)，回滚指针指向 Undo Log 中保存的旧版本数据。
- 事务 2 执行
事务 3 修改数据：
- 事务 3 执行
UPDATE语句，将id=30的记录的name字段修改为A3。 - 同样，记录 Undo Log 日志，保存数据变更之前的样子。
- 更新记录，记录本次操作的事务 ID 和回滚指针，回滚指针指向 Undo Log 中保存的旧版本数据。
- 事务 3 执行
事务 4 修改数据：
- 事务 4 执行
UPDATE语句，将id=30的记录的age字段修改为10。 - 同样，记录 Undo Log 日志，保存数据变更之前的样子。
- 更新记录，记录本次操作的事务 ID 和回滚指针，回滚指针指向 Undo Log 中保存的旧版本数据。
- 事务 4 执行
通过以上过程，我们可以发现，不同的事务或相同事务对同一条记录进行修改，会导致该记录的 Undo Log 生成一条记录版本链表。链表的头部是最新的旧记录，链表尾部是最早的旧记录。这个版本链是实现 MVCC 的关键。
6.4.4 ReadView
ReadView (读视图) 是快照读 SQL 执行时 MVCC 提取数据的依据，记录并维护系统当前活跃的事务 (未提交的) id。ReadView 中包含了四个核心字段：
m_ids：当前活跃的事务 ID 集合。min_trx_id：最小活跃事务 ID。max_trx_id：预分配事务 ID，当前最大事务 ID + 1 (因为事务 ID 是自增的)。creator_trx_id：ReadView 创建者的事务 ID。
ReadView 中规定了版本链数据的访问规则，其中 trx_id 代表当前 Undo Log 版本链对应事务 ID。
| 条件 | 访问权限 | 说明 |
|---|---|---|
trx_id == creator_trx_id | 可以访问 | 数据是当前这个事务更改的 |
trx_id < min_trx_id | 可以访问 | 数据已经提交了 |
trx_id > max_trx_id | 不可以访问 | 该事务是在 ReadView 生成后才开启 |
min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id (如果 trx_id 不在 m_ids 中) | 可以访问 | 数据已经提交 |
不同的隔离级别，生成 ReadView 的时机不同：
- READ COMMITTED (RC)：在事务中每一次执行快照读时生成 ReadView。
- REPEATABLE READ (RR)：仅在事务中第一次执行快照读时生成 ReadView，后续复用该 ReadView。
6.4.5 原理分析
6.4.5.1 RC 隔离级别
RC 隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成 ReadView。
为了更清晰地理解，我们来分析事务 5 中，两次快照读读取数据，是如何获取数据的。在事务 5 中，查询了两次 id 为 30 的记录，由于隔离级别为 Read Committed，所以每一次进行快照读都会生成一个 ReadView。
假设在上述并发场景中，事务 5 在某一时刻（事务 2 提交后，事务 3、4 仍未提交，事务 5 刚刚开始时）执行了对 id=30 记录的第一次快照读。此时，会生成一个 ReadView。
{
"m_ids": [3, 4, 5],
"min_trx_id": 3,
"max_trx_id": 6,
"creator_trx_id": 5
}当生成 ReadView 后，系统会根据 Undo Log 中的版本链，从最新的版本开始，逐一向上匹配记录的 DB_TRX_ID (事务 ID)，并与 ReadView 的访问规则进行比较，以确定可见的快照。
- 匹配
DB_TRX_ID为 4 的记录： 这条记录对应的trx_id为 4。根据 ReadView 规则，trx_id为 4 不满足任何可见性条件，继续匹配下一条。 - 匹配
DB_TRX_ID为 3 的记录： 这条记录对应的trx_id为 3。同样trx_id为 3 不满足任何可见性条件，继续匹配下一条。 - 匹配
DB_TRX_ID为 2 的记录： 这条记录对应的trx_id为 2。此时满足trx_id < min_trx_id，这意味着事务 2 在 ReadView 生成之前就已经提交，因此它的修改是可见的。匹配终止，第一次快照读返回的数据是版本链中由事务 2 修改的那条记录
在第一次快照读之后，事务 4 仍在活跃，事务 2, 3 已经提交，并且事务 5 再次查询 id=30 的记录。由于 RC 隔离级别下每次快照读都生成新的 ReadView，此时事务 5 的第二次快照读将生成一个新的 ReadView。
{
"m_ids": [4, 5],
"min_trx_id": 4,
"max_trx_id": 6,
"creator_trx_id": 5
}系统再次从 Undo Log 的版本链，从最新的版本开始，逐一向上匹配：
- 匹配
DB_TRX_ID为 4 的记录： 这条记录对应的trx_id为 4。如果trx_id为 4 不满足 ReadView 的可见性条件，则继续匹配下一条。 - 匹配
DB_TRX_ID为 3 的记录： 这条记录对应的trx_id为 3。此时满足trx_id < min_trx_id，这意味着事务 3 在 ReadView 生成之前就已经提交，因此它的修改是可见的。匹配终止，第二次快照读返回的数据是版本链中由事务 3 修改的那条记录。
综上所述，在 RC 隔离级别下，每次快照读都会根据当前时刻的系统状态生成新的 ReadView，并依据此 ReadView 以及 Undo Log 版本链的访问规则来确定可见的数据版本。这解释了 RC 隔离级别下可能出现不可重复读（Non-Repeatable Read）现象的原因。
6.4.5 RR 隔离级别
RR 隔离级别下，仅在事务中第一次执行快照读时生成 ReadView，后续复用该 ReadView。RR 是可重复读，在一个事务中，执行两次相同的 SELECT 语句，查询到的结果是一样的。
{
"m_ids": [3, 4, 5],
"min_trx_id": 3,
"max_trx_id": 6,
"creator_trx_id": 5
}在 RR 隔离级别下，由于事务的整个生命周期内都复用首次快照读生成的 ReadView，所以 ReadView 的 m_ids、min_trx_id、max_trx_id 和 creator_trx_id 等属性在事务中保持不变。这意味着，无论外部事务如何修改并提交数据，只要这些修改在事务 5 的第一次快照读时没有被其 ReadView 视为可见，那么在事务 5 后续的快照读中，这些修改也依然不可见。