begin/start transaction 命令並不是乙個事務的起點，在執行到它們之後的第乙個操作 innodb 表的語句，事務才真正啟動。
馬上啟動乙個事務，可以使用 start transaction with consistent snapshot 這個命令
view，使用查詢語句定義的虛擬表。語法: create view …
innodb在實現mvcc時用到的一致性讀檢視，consistent read view，用於支援rc(read committed)和rr(repeatable read)隔離級別實現。
在可重複讀隔離級別下，事務在啟動的時候就「拍了個快照」。注意，這個快照是基於整庫的。
圖中的三個虛線箭頭，就是undo log
如果落在綠色部分，表示這個版本是已提交的事務或者是當前事務自己生成的，這個資料是可見的；
如果落在紅色部分，表示這個版本是由將來啟動的事務生成的，是肯定不可見的；
如果落在黃色部分，那就包括兩種情況
a. 若 row trx_id 在陣列中，表示這個版本是由還沒提交的事務生成的，不可見；
b. 若 row trx_id 不在陣列中，表示這個版本是已經提交了的事務生成的，可見。
比如，對於圖行狀態變更圖中的資料來說，如果有乙個事務，它的低水位是 18，那麼當它訪問這一行資料時，就會從 v4 通過 u3 計算出 v3，所以在它看來，這一行的值是 11。
innodb 利用了「所有資料都有多個版本」的這個特性，實現了「秒級建立快照」的能力
例子:
mysql> create table `t` (
如圖：事務a、b、c
事務a，返回的結果 k = 1，為什麼？
假設：事務 a 開始前，系統裡面只有乙個活躍事務 id 是 99；
事務 a、b、c 的版本號分別是 100、101、102，且當前系統裡只有這四個事務；
三個事務開始前，(1,1）這一行資料的 row trx_id 是 90。
這樣，事務 a 的檢視陣列就是[99,100], 事務 b 的檢視陣列是[99,100,101], 事務 c 的檢視陣列是[99,100,101,102]。
如圖 事務 a 查詢資料邏輯圖
可見。這樣執行下來，雖然期間這一行資料被修改過，但是事務 a 不論在什麼時候查詢，看到這行資料的結果都是一致的，所以我們稱之為一致性讀。
事務 b 的 update 語句,查詢結果k=3?
如圖 事務 b 更新邏輯圖
更新資料都是先讀後寫的，而這個讀，只能讀當前的值，稱為「當前讀」（current read）。
//讀鎖（s 鎖，共享鎖）
mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
//寫鎖（x 鎖，排他鎖）
mysql> select k from t where id=1 for update;
假設事務 c 不是馬上提交的，而是變成了下面的事務 c』，會怎麼樣呢？
如圖 事務 a、b、c』的執行流程
事務的可重複讀的能力是怎麼實現的？
可重複讀的核心就是一致性讀（consistent read）；而事務更新資料的時候，只能用當前讀。如果當前的記錄的行鎖被其他事務占用的話，就需要進入鎖等待。
事務隔離級別是可重複讀。現在，我要把所有「字段 c 和 id 值相等的行」的 c 值清零，但是卻發現了乙個「詭異」的、改不掉的情況。請你構造出這種情況，並說明其原理。
mysql> create table `t` (
`id` int(11) not null,
`c` int(11) default null,
primary key (`id`)
) engine=innodb;
insert into t(id, c) values(1,1),(2,2),(3,3),(4,4);
復現出來以後，再思考一下，在實際的業務開發中有沒有可能碰到這種情況？你的應用**會不會掉進這個「坑」裡，你又是怎麼解決的呢？
文中有個概念：更新資料都是先讀後寫的，而這個讀，只能讀當前的值，稱為「當前讀」（current read）。
本題中只需在 update t set c=0 where c = id 之前另乙個事務將 c+ 1。按下面操作兩個事務，可以重現
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