在MySQL 中有两个“视图”的概念：

• 一个是view, 它是一个用于查询语句定义的虚拟表，在调用的时候质询查询语句并生成结果，创建视图的语法是create view..., 而它的查询办法与表一样
• 另一个是InnoDB在实现MVCC时用到的一致性视图，即consistent read view, 用于支持RC 读提交，RR 可重复读，隔离级别的实现。

“快照”在MVCC里是怎么工作的？

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。

图中虚线框里是同一行数据的4个版本，当前最新版本是V4，k的值是22，它是被transaction id 为25的事务更新的，因此它的row trx_id也是25。

InnoDB是怎么定义那个“100G”的快照的。
按照可重复读的定义，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。因此，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的，就认；如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本”。当然，如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。

在实现上， 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）。
而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。
这个视图数组把所有的row trx_id 分成了几种不同的情况。

• 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
• 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；
• 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。
  有了这个声明后，系统里面随后发生的更新，是不是就跟这个事务看到的内容无关了呢？因为之后的更新，生成的版本一定属于上面的2或者3(a)的情况，而对它来说，这些新的数据版本是不存在的，所以这个事务的快照，就是“静态”的了。

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。

• 事务A开始前，系统里面只有一个活跃事务ID是99；
• 事务A、B、C的版本号分别是100、101、102，且当前系统里只有这四个事务；
• 三个事务开始前，(1,1）这一行数据的row trx_id是90。
  这样，事务A的视图数组就是[99,100], 事务B的视图数组是[99,100,101], 事务C的视图数组是[99,100,101,102]。
  
  事务A的语句返回的结果 k = 1
  第一个有效更新是事务C，把数据从(1,1)改成了(1,2)。这时候，这个数据的最新版本的row trx_id是102，而90这个版本已经成为了历史版本。
  第二个有效更新是事务B，把数据从(1,2)改成了(1,3)。这时候，这个数据的最新版本（即row trx_id）是101，而102又成为了历史版本。
  你可能注意到了，在事务A查询的时候，其实事务B还没有提交，但是它生成的(1,3)这个版本已经变成当前版本了。但这个版本对事务A必须是不可见的，否则就变成脏读了。
  好，现在事务A要来读数据了，它的视图数组是[99,100]。当然了，读数据都是从当前版本读起的。所以，事务A查询语句的读数据流程是这样的：
• 找到(1,3)的时候，判断出row trx_id=101，比高水位大，处于红色区域，不可见；
• 接着，找到上一个历史版本，一看row trx_id=102，比高水位大，处于红色区域，不可见；
• 再往前找，终于找到了（1,1)，它的row trx_id=90，比低水位小，处于绿色区域，可见。

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。

更新逻辑

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）。


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）。

而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；
• 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。

下面是读提交时的状态图，可以看到这两个查询语句的创建视图数组的时机发生了变化，就是图中的read view框。

(1,3)还没提交，属于情况1，不可见；
(1,2)提交了，属于情况3，可见。
所以，这时候事务A查询语句返回的是k=2。
显然地，事务B查询结果k=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；==
== 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；==