【可重复读】
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。
【读提交和可重复读的区别】
1. 读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：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；
2. 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。
3. 对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据；
4. 对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据；
【启动事务的两种方式】
1. 一致性视图是在执行第一个快照读语句时创建的；
2. start transaction with consistent snapshot。
【MysSQL里两个“视图”的概念】
1. view：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 … ，而它的查询方法与表一样。
2. consistent read view：InnoDB在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，用于支持 RC（Read Committed，读提交）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。
【数据库的多版本并发控制（MVCC）】
同一条记录在系统中可以存在多个版本。
在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候拍了个基于整库的快照，即便数据库有100G，事务执行起来也不会是想想中那么慢。那么快照是怎样工作的？
InnoDB里面每个事务有一个唯一的事务 ID（transaction id）。事务开始时向 InnoDB 的事务系统申请，按申请顺序严格递增。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并把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。
图中的V1/V2/V3版本并不真实存在，当需要V2版本数据时，由V4版本经过U3/U2（undo log）算出来。
InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID（“活跃”指的就是，启动了但还没提交）。
数组中事务ID的最小值记为低水位，当前系统中已经创建过的事务 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）。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。
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：
1. 如果落在绿色部分：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；
2. 如果落在红色部分，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；
3. 如果落在黄色部分，那就包括两种情况
a. 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；
b. 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。
综上，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。
【更新逻辑】
更新数据都是先读后写的，此处这个“读”，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。
如上3个事务：
1. 事务C最先执行的有效更新，此时90变为历史版本，102变为当前版本，最新数据(1,2)；
2. 事务B执行更新时，使用读查询，查到当前最新数据V102(1,2)，在此基础上进行更新，101变为当前版本，最新数据(1,3)
3. 事务A进行读操作，此时读到事务A启动时的数据(1,1)；事务B进行读操作，读到V101时自己进行的更新，读到数据(1,3)；事务C进行读操作，读到当前事务最新的数据V102(1,2)。
当前读的应用：除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。
例：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）：
mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
mysql> select k from t where id=1 for update;
【两阶段锁协议】
如果修改事务3使其延迟提交，此时B会如何处理？
由于事务 B 是当前读，必须要读最新版本，且必须加锁，因此被锁住，必须等到事务 C’释放这个锁，才能继续它的当前读。
