可重复读隔离级别，事务T启动的时候（start transaction with consistent snapshot）会创建一个视图read-view，之后事务T执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务T看到的仍然跟启动时看到的是一致的，称之为一致性读。（一个在可重复读隔离级别下执行的事务，与世无争，不受外界影响。）
一个事务要更新一行，如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁，会被锁住，进入等待状态。
事务的启动时机
默认 autocommit = 1;（需要显式的开启事务和提交事务）
- begin/start transaction命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作InnoDB表的语句，事务才真正启动。
- 如果想马上启动一个事务，可以使用start transaction with consistent snapshot命令。
- 第一种启动方式，一致性视图是在执行第一个快照读语句时创建的；
- 第二种启动方式，一致性视图是在执行start transaction with consistent snapshot时创建的。（可重复读隔离级别下）
在MySQL里有两个“视图”的概念：
- 一个是view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是create view…，它的查询方法与表一样。
- 一个是InnoDB在实现MVCC(多版本并发控制)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，可重复度)隔离级别的实现。它没有物理结构，作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。
查询-一致性读-“快照”在MVCC里是怎么工作的
(MVCC一致性读到的数据对于update这种指令不适用。可以看到别人已提交修改后的数据。)
在可重复读隔离级别下，事务在启动(begin不是启动)的时候就“拍了个快照”。这个快照是基于整库的所有InnoDB引擎的表。
InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫做transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB的事务系统申请的（事务启动时），是按申请顺序严格递增的。
每行数据有多个版本。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把transaction id赋值给这个数据版本的事务ID，记为row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它（新旧版本与id本身自然数大小无关，与事务提交先后有关，没提交也生成版本，但是未提交的，还加着锁）。
数据表中的一行记录，可能有多个版本(row)，每个版本有自己的row trx_id。每个事务或者语句有自己的一致性视图。下图对应一个记录被多个事务连续更新后的状态。
数据版本与事务版本
语句更新会生成undo log(回滚日志)，对应图中的三个虚线箭头。V1、V2、V3并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的。需要前面的版本V，就通过当前版本依次执行回滚日志U算出来。
回滚就是把最新的版本（还没提交）删掉。
根据可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。
一个事务只需要在启动的时候声明说，“以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成并提交的，就认；如果是我启动以后才生成的，就不认，必须要找到它的上一个版本”。如果上一个版本也不可见，那就继续往前找。如果是这个事务自己更新的数据，自己还是要认的。这个事务的快照，相当于是静态的。
视图数组：
在实现上，InnoDB为每个事务构造了一个数组（数组不保证是连续自然数，存在已提交的），用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务ID(创建事务，到创建事务视图数组，中间可能有别的事务新建或提交)。“活跃”指的就是，启动了但还没提交（比当前事务的ID还小）。
数组里面事务ID的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务ID的最大值加1记为高水位。
这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图(read-view)。（高水位不在视图数组中）
数据版本的可见性规则，就是基于数据的row trx_id和这个一致性视图的对比结果得到的。（同一行数据，最新版本的row trx_id是可能会小于旧版本的row trx_id的）
可重复读下，开启一个事务时创建一个数组来记录当前所有活跃的事务id。后续有新的事务也不会再更新该数组。
读提交，开启事务时也会创建数组来保存事务id，而且之后每个查询都会更新一次这个数组。
视图数组把所有的row trx_id分成了几种不同的情况。
对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的row trx_id，有以下几种可能：
- 落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
- 落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；
- 落在黄色部分，包括两种情况
- 若row trx_id在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
- 若row trx_id不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。（一个比低水位大，但是在当前事务启动前就已经提交了的事务）
InnoDB利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性，实现了“秒级创建快照”的能力。
一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况：
- 版本未提交，不可见；
- 版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；
- 版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见。
更新-当前读-加锁读(Locking reads)
更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”(current read)。如果有锁，就等待其他事务提交释放锁再读。（总是读取已经提交完成的最新版本，update语句把数据更新后，对应记录上的数据版本id就变成当前事务的id）
除了update语句外，select语句如果加锁，也是当前读，会访问最新版本并加锁。（普通查询语句是一致性读）
mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;-- 读锁(S锁，共享锁)
mysql> select k from t where id=1 for update;-- 写锁(X锁，排它锁)表结构没有对应的行数据，也没有row trx_id，因此只能遵循当前读的逻辑，不支持可重读读。（MySQL8.0可以把表结构放在InnoDB字典里）
可重复读的核心就是一致性读(consistent read)，但可重复读下select … lock in share mode 是当前读；而且事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待，等待其他事务释放锁才能继续当前读。当前读总是读取已经提交完成的最新版本。
读提交的逻辑和可重复读的主要区别：
- 在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图；（查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据）
- 在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图，每个视图只管自己一个语句。（查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据）
“start transaction with consistent snapshot;”的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照。在读提交隔离级别下，这个用法失去意义，等效于普通的start transaction（执行第一个快照语句时才创建一致性视图）。