这篇文章，总结了《MySQL实战45讲》中的第 3 篇、第 8 篇 和 第 20 篇，因为这几篇文章的内容联系比较紧密，所以放在一起做了总结。
事务隔离级别
SQL 标准的事务隔离级别包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和串行化（serializable ）。
InnoDB 默认的隔离级别是可重复读，即一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。本文的讨论，也是在可重复读隔离级别下。
回滚日志
在 MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。也就是说语句更新会生成 undo log（回滚日志）。而这些回滚日志，会当没有事务再需要用到这些回滚日志时被删除，即当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候。
因此，尽量不要使用长事务，因为长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间。
我们应该总是使用 set autocommit=1, 通过显式语句的方式来启动事务，避免长事务的发生。
对于一个需要频繁使用事务的业务，可以使用 commit work and chain 来减少语句的交互次数。在 autocommit 为 1 的情况下，用 begin 显式启动的事务，如果执行 commit 则提交事务。如果执行 commit work and chain，则是提交事务并自动启动下一个事务。
MVCC
每一行数据都有多个版本（row），每个版本都有自己的事务 ID（row trx_id）。
InnoDB 为每一个事务构造了一个数组，保存这个事务的启动瞬间，当前活跃的（未提交）所有事务 ID。数组中最小值记为低水位，最大值+1 位高水位。
一个事务，能看到某一行的数据哪个版本，是根据这个事务数组来决定的：
按照数据版本从高到低依次查找，只能看到 trx_id<低水位的版本，以及 trx_id 在[低水位, 高水位)中且不在事务数组中的版本。
引用《MySQL实战45讲》的内容来解释一下，“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。”
这里需要注意一点的是，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）。而且，除了 update 语句之外，select 语句如果加锁也是当前读，例如 lock in share mode 或 for update。
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。
表结构不支持可重复读 ，因为表结构没有对应的行数据，也没有 row trx_id，因此只能遵循当前读的逻辑。
幻读
幻读，指的是一个事务在前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。这里需要注意的是，幻读只在“当前读”才会出现，专指“新插入的行”。
产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也就是间隙锁 (Gap Lock)。跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作。
间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个 next-key lock 是前开后闭区间。
间隙锁和 next-key lock 的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”。例如，间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的。
由于间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效的，所以如果把隔离级别设置为读提交的话，就没有间隙锁了。但同时，需要解决可能出现的数据和日志不一致问题，需要把 binlog 格式设置为 row。
其实到这里，要深刻理解幻读，还需要理解 InnoDB 的加锁规则，我会在后面的文章中进行总结。