引言
本文章将逐步拆分讲解 ReadView，深入理解当前读和一致性读的区别。使用查询语句和更新语句逐步分析 MySQL 是如何进行事务的多版本并发控制的。我们以一个问题开始我们的讨论吧
begin/start transaction 命令代表了事务的开启吗？换句话说指向该命令的时候，会生成一个 ReadView 吗？
正文
首先需要解释的就是 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的 InnoDB 表的语句，事务才真正启动。如果想要马上启动一个事务，需要使用 start transaction with consitent snapshot 命令。这里将的视图都是一致性视图：consistent read view，而不是 View 视图虚拟表
- begin/start transaction一致性视图是在第执行第一个快照读语句时创建的
- start transaction with consitent snapshot一致性视图是在执行该命令时创建的
接下来我们将 read view 拆开来看，进一步理解 MVCC，也就是"快照"在 MVCC 里是怎么工作的？
在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就"拍了个快照"。注意，这个快照是基于整库的。InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的 而每行数据也都是有多个版本的。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。也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id，下图就是 undo log 引用链
其实在 InnoDB 的存储中，每一个行数据就是上图 V4 表格中的内容，包含了 trx_id 和 roll_pointeri 字段。而后面虚线连接的三个表格其实就是 undo log 中的内容。此外 V3，V2，V1 版本在数据库中并不是物理真是存在的，而是每次需要这个版本的数据时，去根据 roll_pointer 指针计算。例如 V3 版本的数据就是通过 V4 依次执行 U3 和 U2 命令计算而来的
所以，一个事务启动的时候，只需要声明当前事务 ID 就能够知道哪些数据是否可以读取。以当前事务启动为准，如果一个数据版本是在当前事务之前生成的，那么就认为可读。如果是当前事务之后才生成的，就说明不能够读这个版本，需要沿着 roll_pointer 指针找到之前的版本
我们继续理解一致性视图 ReadView。每一次生成 ReadView 时，都会记录下图中的四个值。其中活跃的事务 ID 列表就是指已经启动的但还未提交的事务
数据版本的可见性规则就是基于 trx_id 和 ReadView 的对比结果完成的，具体的流程如下
- 如果 trx_id 是当前的事务，那么就可以访问
- 如果事务 id 是活跃 id 之前就已经提交的事务，那么就可以访问
- 如果事务 id 是当前事务之后才开启的事务，那么就不可以访问
- 如果事务 id 处于活跃 id 集合中，有两种情况
- 4.1 活跃 id 已经提交，可以访问
- 4.2 活跃 id 未提交，不可以访问
通过时间节点（trx_id 的序号）来看就是下图的效果
读到这里，你就明白了"所有数据都有多个版本"的这个特性，以及为什么 MySQL 怎么实现"秒级创建快照"的能力
下面我们进一步用示例理解上面的流程，并进一步理解 Repeatable Read 和 Read Commit
当事务 104 执行第一个 select name from person where id = 1;，会生成一个 ReadView，如下
此时 undo log 的版本链如下
当查询的时候，会拿着 V2 版本的 trx_id，也就是 102 去和 ReadView 中的内容进行判断（逻辑上面讲过）
- 102 是否是create_trx_id？不是，继续判断
- 102 是否小于 101？不是，继续判断
- 102 是否大于 104？不是，继续判断
- 102 是否在m_ids中？不在，继续判断，只剩下最后一种可能
- 102 不在m_ids中，并且事务员已经提交 ==> 可以访问
当事务 104 执行第二个 select name from person where id = 1;，根据不同的隔离级别有不同的处理方式
- RC 级别，此时会在生成一个新的 ReadView。那么此时的 ReadView 是不是就和第一次不一样了（比如这一次生成的 ReadView 中，m_ids只有 101 了）？那整个查询的结果是不是可能就不一样了，这里就不再继续演示
- RR 级别，会继续沿用第一次生成的 ReadView，所以判断的结果是一样的！
说完了读，我们继续讲更新数据的原则，在下面的例子中（事务 C 采用的是自动提交模式），最后事务 A 查询的结果是 3，那么根据一致性读，结果似乎不正确？
在事务 B 的 update 语句中，事务 B 的活动是先生成的，之后事务 C 才提交，不是应该看不见 (1,2) 吗，怎么能算出 (1,3) 来？
其实如果事务 B 在更新之前查询一次数据，这个查询返回的 k 的值确实是 1。
但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务 C 的更新就丢失了。因此，事务 B 此时的 set k=k+1 是在（1,2）的基础上进行的操作
所以，这里就用到了这样一条规则：
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）
因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是 (1,2)，更新后生成了新版本的数据 (1,3)，这个新版本的 trx_id 是 101。所以，在执行事务 B 查询语句的时候，一看自己的版本号是 101，最新数据的版本号也是 101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的 k 的值是 3
当前读（Current Read），除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读
所以，如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下，加上 lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的 k 的值是 3。下面这两个 select 语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）
sql
select k from t where id=1 lock in share mode;
select k from t where id=1 for update;如果将事务 C 修改为下面的情况，事务 C 不是立马提交的，那么事务 B 又是如何处理 update 的？
这就要进一步提到"两阶段锁"。事务 C 没提交，也就是说 (1,2) 这个版本上的写锁还没释放。而事务 B 是当前读，必须要读最新版本，而且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务 C 释放这个锁，才能继续它的当前读
截止到现在，我们已经把一致性读（Consistent Read）和当前读（Current Read）以及行锁串起来了
总结来说就是：
可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而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。
本篇文章参考了《极客时间 MySQL45讲》和其他资料进行的笔记归纳总结，希望能帮助你更好的理解