CREATE TABLE `t` ( `id` int(11) NOT NULL, `k` int(11) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB; insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

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InnoDB表 的语句，事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务，可以使用start transaction with consistent snapshot 这个命令。

“start transaction with consistent snapshot ”的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照，适合于可重复读的隔离级别。所以，在读提交隔离级别下，这个用法就没意义了，等效于 普通的start transaction。

结果：事务B查到的k的值是3，而事务A查到的k的值是1。

“快照快”在MVCC中的工作原理

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rowtrx_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rowtrx_id。

如图2所示，就是一个记录被多个事务连续更新后的状态：

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rowtrx_id也是25。

实际上，图2中的三个虚线箭头，就是undo log。而V1、V2、V3并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和undo log计算出来的。比如，需要V2的时候，就是通过V4依次执行U3、U2算出来。

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。

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rowtrx_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rowtrx_id 分成了几种不同的情况。

这样，对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的rowtrx_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：

• 若 rowtrx_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。
• 若 rowtrx_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。

比如，对于图2中的数据来说，如果有一个事务，它的低水位是18，那么当它访问这一行数据时，就会从V4通过U3计算出V3，所以在它看来，这一行的值是11。