1.设置为可重复读
SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
2.首先TB做出一次查询，此时name为bb
3.TA对数据进行修改，并提交
4.此时加入session C作为对比，使用自动事务并做出查询，可见数据已经被修改
5.在已经开启事务的TB中，查询到的，仍然是数据开启事务之前的状态，所以数据是可重复读的
可重复读隔离级别中，每当事务开始后，第一次执行sql语句时（或者执行START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT）MVCC会建立一个read view，选取当时的系统版本号，作为事务版本号，以Undo log的行系统版本号与事务版本号进行对比，增删改查都要遵循如下模式：
SELECT：
1, InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(行的系统版本号小于等于事务版本号)，这样可以确保事务读取的行，要么是事务开始前就存在的，要么是事务自身插入的或修改过的。
2, 行的删除号要么未定义，要么大于当前事务版本号，这样可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。
INSERT：
InnoDB 为新插入的每一行保存当前系统版本号做为行版本号。
DELETE：
INNODB 为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。
UPDATE：
InnoDB 为插入的每一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。
所以READ COMMITTED和REPEATABLE READ的区别在于，READ COMMITTED总是读取被锁定行的最新一份快照数据， 所以会有不可重复读的问题。而REPEATABLE READ读取事务开始时行系统版本号小于事务版本号的数据，解决不可重复读的问题。
此外要提的一点是，MySql的REPEATABLE READ与Oracle的不同，不但解决了不可重复读问题，还解决的“幻读”问题。
幻读的产生：遵循上述增删改查模式，假设TA事务的事物版本号为3，TB早于TA开启事务，TB事物版本号为2，TB先新增一条数据，行数据的版本号为2，并提交。TB提交后，TA查询时，满足“行的系统版本号小于等于事务版本号”的条件，可以查到数据，形成“幻读”。
InnoDB采用Next-key Lock(间隙锁)来避免“幻读”问题。
Record Lock：单个行记录的锁，锁定的是索引而非记录本身。
GAP Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身。
Next-Key Lock：Gap Lock+Record Lock 锁定一个范围并锁定记录本身。
举例说明：
某表字段为ID和NAME，有3条睡觉，ID分别为10，20，50。
如果索引为 10，20，50，那么：
Record Lock：select * from tab where id = 10 for update; //对id=10单行进行加锁
Gap Lock锁范围：（-∞，10）（10，20）（20，50）（50，+∞）
Next-Key Lock锁范围：（-∞，10] （10，20] （20，50] （50，+∞）
当查询的索引含有唯一属性时，InnoDB会对Next-Key Lock进行优化，将其降级为Record Lock，即仅锁住索引本身，而不是范围。
虽然避免了幻读问题，但是还有个特殊情况，感觉可以叫做“幻改”，即当前事务修改了本身并不能查询到的数据。这也是MVCC造成的假象，当前事务虽然查询不到其他事务提交的数据，但是可以对其他事务提交的数据进行修改。
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