Read View在MVCC里是如何工作的？
Read View的四个重要字段
m_ids：指的是创建Read View时 当前数据库中的活跃事务的事务ID列表，注意是一个列表，"活跃事务"指的就是启动了但还没有提交的事务。
min_trx_id：指的是创建Read View时，当前数据库中的活跃事务中事务id最小的事务，也就是m_ids的最小值。
max_trx_id：这个并不是m_ids的最大值，而是创建Read View时当前数据库中应该给下一个事务的id值，也就是全局事务中最大id值+1。
creator_trx_id：指的是创建该Read View的事务的事务id。
聚簇索引记录的两个隐藏列
trx_id：当一个事务对某条聚簇索引记录的进行改动时，就会把该事务的事务id记录在trx_id隐藏列里。
roll_pointer：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧版本的记录写入到undo日志中，然后这个隐藏列是个指针，指向每一个旧版本的记录，于是就可以通过它找到修改前的记录。
如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的 min_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 前已经提交的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务可见。
• 如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的 max_trx_id 值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 后才启动的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务不可见。
• 如果记录的 trx_id 值在 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中：
如果记录的 trx_id 在 m_ids 列表中，表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着（还没提交事务），所以该版本的记录对当前事务不可见。
如果记录的 trx_id 不在 m_ids列表中，表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交，所以该版本的记录对当前事务可见。
这种通过「版本链」来控制并发事务访问同一个记录时的行为就叫 MVCC（多版本并发控制）。
可重复度读是如何工作的？
可重复读隔离机制是启动时事务时生成一个Read View 然后整个事务期间都用这个Read View。
假设事务A（事务id为51）启动时，紧接着事务B也启动了，那这两个事务创建Read View如下：
事务 A 和 事务 B 的 Read View 具体内容如下：
- 在事务 A 的 Read View 中，它的事务 id 是 51，由于它是第一个启动的事务，所以此时活跃事务的事务 id 列表就只有 51，活跃事务的事务 id 列表中最小的事务 id 是事务 A 本身，下一个事务 id 则是 52。
- 在事务 B 的 Read View 中，它的事务 id 是 52，由于事务 A 是活跃的，所以此时活跃事务的事务 id 列表是 51 和 52，活跃的事务 id 中最小的事务 id 是事务 A，下一个事务 id 应该是 53。
接着，在可重复读隔离级别下，事务 A 和事务 B 按顺序执行了以下操作：
- 事务 B 读取小林的账户余额记录，读到余额是 100 万；
- 事务 A 将小林的账户余额记录修改成 200 万，并没有提交事务；
- 事务 B 读取小林的账户余额记录，读到余额还是 100 万；
- 事务 A 提交事务；
- 事务 B 读取小林的账户余额记录，读到余额依然还是 100 万；
事务B第一次读取小林账户时余额记录时在找到记录后，它会先看这条记录的 trx_id，此时发现 trx_id 为 50，比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值（51）还小，这意味着修改这条记录的事务早就在事务 B 启动前提交过了，所以该版本的记录对事务 B 可见的，也就是事务 B 可以获取到这条记录。
接着，事务 A 通过 update 语句将这条记录修改了（还未提交事务），将小林的余额改成 200 万，这时 MySQL 会记录相应的 undo log，并以链表的方式串联起来，形成版本链。
你可以在上图的「记录的字段」看到，由于事务 A 修改了该记录，以前的记录就变成旧版本记录了，于是最新记录和旧版本记录通过链表的方式串起来，而且最新记录的 trx_id 是事务 A 的事务id（trx_id = 51）。
然后事务 B 第二次去读取该记录，发现这条记录的 trx_id 值为 51，在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，则需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内，判断的结果是在的，
那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的，这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是沿着undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录，所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录，也就是小林余额是 100 万的这条记录。
最后，当事物 A 提交事务后，由于隔离级别时「可重复读」，所以事务 B 再次读取记录时，还是基于启动事务时创建的 Read View 来判断当前版本的记录是否可见。所以，即使事物 A 将小林余额修改为 200 万并提交了事务， 事务 B 第三次读取记录时，读到的记录都是小林余额是 100 万的这条记录。
就是通过这样的方式实现了，「可重复读」隔离级别下在事务期间读到的记录都是事务启动前的记录。
读提交是如何工作的？
读提交隔离机制是在每次读取数据的同时，都会生成一个新的Read View。
假设事务 A （事务 id 为51）启动后，紧接着事务 B （事务 id 为52）也启动了，接着按顺序执行了以下操作：
• 事务 B 读取数据（创建 Read View），小林的账户余额为 100 万；
• 事务 A 修改数据（还没提交事务），将小林的账户余额从 100 万修改成了 200 万；
• 事务 B 读取数据（创建 Read View），小林的账户余额为 100 万；
• 事务 A 提交事务；
• 事务 B 读取数据（创建 Read View），小林的账户余额为 200 万；
事务 B 在找到小林这条记录时，会看这条记录的 trx_id 是 51，在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，接下来需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内，判断的结果是在的，那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的，这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是，沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录，所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录，也就是小林余额是 100 万的这条记录。
在事务 A 提交后，由于隔离级别是「读提交」，所以事务 B 在每次读数据的时候，会重新创建 Read View，此时事务 B 第三次读取数据时创建的 Read View 如下：
事务 B 在找到小林这条记录时，会发现这条记录的 trx_id 是 51，比事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值（52）还小，这意味着修改这条记录的事务早就在创建 Read View 前提交过了，所以该版本的记录对事务 B 是可见的。
正是因为在读提交隔离级别下，事务每次读数据时都重新创建 Read View，那么在事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。
总结
对于「读提交」和「可重复读」隔离级别的事务来说，它们是通过 Read View 来实现的，它们的区别在于创建 Read View 的时机不同：
• 「读提交」隔离级别是在每个 select 都会生成一个新的 Read View，也意味着，事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。
• 「可重复读」隔离级别是启动事务时生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View，这样就保证了在事务期间读到的数据都是事务启动前的记录。
这两个隔离级别实现是通过「事务的 Read View 里的字段」和「记录中的两个隐藏列」的比对，来控制并发事务访问同一个记录时的行为，这就叫 MVCC（多版本并发控制）。
在可重复读隔离级别中，普通的 select 语句就是基于 MVCC 实现的快照读，也就是不会加锁的。而 select .. for update 语句就不是快照读了，而是当前读了，也就是每次读都是拿到最新版本的数据，但是它会对读到的记录加上 next-key lock 锁。