直接起飞~
什么是事务?
事务由一组SQL语句组成的逻辑处理单元。
事务特性?
原子性(Atomicity) ：事务是一个原子操作单元,其对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行。（整体上是一个原子，不可拆分）
一致性(Consistent) ：在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规 则都必须应用于事务的修改,以保持数据的完整性。（数据上来说，保证数据在事务内的准确性）
隔离性(Isolation) ：数据库系统提供一定的隔离机制,保证事务在不受外部并发操作影响的“独 立”环境执行。
这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的,反之亦然。（事务与事务之间是分隔的，不可见的）
持久性(Durable) ：事务完成之后,它对于数据的修改是永久性的,即使出现系统故障也能够保持。（所有的事务操作在提交之后都会持久化到磁盘上面）
1.并发情况下，mysql事务会出现的问题
脏写(Lost Update）：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题。
（最后事务的更新覆盖了由其他事务所做的更新）
脏读（Dirty Reads）：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致的状态；
这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此作进一步的 处理，
就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象的叫做“脏读”。（A事务读到了B事务修改了，但是还未提交的数据不符合隔离性）
幻读（Phantom Reads）：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数 据，
这种现象就称为“幻读”。（A事务读取到了B事务提交的新增数据，不符合隔离性）
不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，
却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。（事务内读取到的相同记录值一直在变动，不利于代码编写，不符合隔离性）
2.事务隔离级别
Mysql默认的事务隔离级别是可重复读，用Spring开发程序时，如果不设置隔离级别默认用Mysql设置的隔 离级别，如果Spring设置了就用已经设置的隔离级别。
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
| 读未提交（read uncommitted） | 可能 | 可能 | 可能 |
| 读已提交(read committed) | 不可能 | 可能 | 可能 |
| 可重复读(repeatable read) | 不可能 | 不可能 | 可能 |
| 串行化(serializable) | 不可能 | 不可能 | 不可能 |
数据库的事务隔离越严格,并发副作用越小,但付出的代价也就越大,因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度 上“串行化”进行,这显然与“并发”是矛盾的。
我们先来看脏写：
数据库使用本地user_bd，里面有一张test表：
这个时候我们在开一个客户端：
给两个客户端开启事务：
我们假设左边的事务叫A事务，右边为B事务；后面都这么叫。
这个时候，我们B事务去更改张三的钱（扣减100）：
把B事务提交了，然后A事务再去更改张三的钱（假设我们没有上帝视角，不知道其他事务已经更改了money，扣减200，改为800）：
实际上数据库张三的钱被更改成了800；但是我们要的是张三的钱一共扣减300，应该为700；上面情况就是脏写情况。（可以更改的时候写成money=money-100）
2.1读未提交
设置两个客户端隔离级别为读未提交（set tx_isolation='read-uncommitted';）：
开启A事务和B事务，我们在B事务对张三的钱进行更改，再用A事务去查询：
我们可以看到，A事务读取到了B事务修改，但是没有提交的数据（脏读情况）。
B事务继续更改张三的钱，然后A事务去查询张三：
张三的钱一直在变动（不可重复读情况）。
我们在看一下存在幻读的情况吗？B事务插入一条数据，然后A事务再去读取，看下是否能够读取到B事务新差人的数据：
A事务一样查到了B事务新增但是还未提交的数据（幻读情况）。
这里求证了上面表格中读已提交的对于各种并发问题下是否解决。
2.2读已提交
设置两个客户端隔离级别为读已提交（set tx_isolation='read-committed';），并且开启事务A和事务B：
我们先来看一下脏读解决了没，B事务更改张三的钱，我们看下A事务读取到的是什么值：
很显然，事务A并没有读取到B事务修改还未提交的数据，读已提交解决了脏读问题；
那么我们继续来看是否解决了不可重复读问题，这个时候我们把B事务提交了，我们再来看下A事务读取到的是什么：
A事务读取的money值在变动，显然是没有解决不可重复读的问题；
那么再看下是否解决了幻读问题呢，B事务开启，然后插入一条数据，A事务去读取：
A事务读取到了B事务新增的数据，显然读已提交并未解决幻读的问题；
2.3可重复读
设置两个客户端隔离级别为可重复读（set tx_isolation='read-committed';），并且开启事务A和事务B：
我们先来看可重复读解决脏读问题了没，B事务去修改张三的值，然后看A事务读取到的是什么：
很显然，A事务并没有读取到B事务修改但是未提交的值，可重复读解决了脏读问题；
继续来看是否解决了不可重复读问题，我们把B事务提交了，这个时候数据库张三的真实值为700，我们在来看A事务读取的是什么：
可以看到，A事务读取到的张三的值一直是900，可重复读解决了不可重复读问题；
我们继续来看幻读问题，我们在把B事务开启，然后在A事务查询是否能找到B事务提交的新增数据：
A事务读取到了B事务新增的数据，可重复读并未解决幻读问题。
问题1：可重复读情况下如何解决幻读问题？
我们可以加上一共间隙锁（锁的就是两个值之间的空隙）；
我们给test表在插入一条数据：
然后开启事务A和事务B：
事务A去做一个间隙更改：
在往B事务插入数据看看，会是什么情况？
B事务直接在等待A事务释放锁了，B事务才会插入成功，解决了幻读的情况。如果A事务没有释放锁，B事务就会插入失败：
2.4串行化
设置两个客户端隔离级别为串行化（set tx_isolation='serializable';），并且开启事务A和事务B：
先来看脏读的问题，B事务先去更改张三的钱，A事务去查询：
A事务在等待B事务锁释放了，并没有查询出数据，解决了脏读问题；
继续来看不可重复读的问题，我们把B事务提交了，然后看A事务张三是多少钱：
然后B事务窗口去更改张三的钱，在看A事务读取到张三的钱是多少：
B事务在等待A事务的锁，并没有修改成功，解决了不可重复读问题；
幻读就不看了，上面例子可以看出，在串行化的隔离级别下，只要事务开启了，对数据不管是查询还是其他操作，都会对那条数据加锁，其他事务想去操作这条数据必须等待其他事务锁释放才能操作。
3.MVCC（Multi-Version Concurrency Control）多版本并发控制机制
这次开3个窗口，A,B,C事务，隔离级别为默认的可重复读，进行如下操作：
这个时候在开D窗口，开启事务D（注意，事务id在只读的情况是是不会分配给当前事务的，我们这个D窗口只用来查询）：
3.1undo日志版本链与read-view机制详解
undo日志版本链：undo日志版本链是指一行数据被多个事务依次修改过后，在每个事务修改完后，Mysql会保留修改前的数据undo回滚 日志，并且用两个隐藏字段trx_id和roll_pointer把这些undo日志串联起来形成一个历史记录版本链。（如下图所示）：
read-view（一致性视图）：视图由执行查询时所有未提交事 务id数组（数组里最小的id为min_id）和已创建的最大事务id（max_id）组成；
上面mvcc开头操作，3个事务，4925为最小的未提交事务id，4926为未提交事务，最大事务id为4929。所以上面操作的read-view为([4925,4926],4929)；
undo版本链对比规则：
1. 如果 row 的 trx_id 落在( trx_id<min_id )，表示这个版本是已提交的事务生成的，这个数据是可见的；
2.如果 row的trx_id落在(trx_id>max_id )，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是不可见的(若 row 的 trx_id 就是当前自己的事务是可见的）；
3. 如果 row 的 trx_id 落在(min_id <=trx_id<= max_id)，那就包括两种情况
a. 若 row 的 trx_id 在视图数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见，若 row 的 trx_id 就是当前 自己的事务是可见的；
b. 若 row 的 trx_id 不在视图数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。
4.对于删除的情况可以认为是update的特殊情况，会将版本链上最新的数据复制一份，然后将trx_id修改成删除操作的 trx_id，同时在该条记录的头信息（record header）里的（deleted_flag）标记位写上true，来表示当前记录已经被 删除，在查询时按照上面的规则查到对应的记录如果delete_flag标记位为true，意味着记录已被删除，则不返回数 据。
好了，开始D窗口操作：
查询到的张三数据是800；我们通过undo日志+read-view来分析：
接下来，我们对A事务进行操作：
然后更新undo版本：
再用D窗口去查询张三：
通过版本日志分析：
1：先找最新的记录，事务id为4925（落在数组中），属于第三种情况，然后在看4925并未提交，所以属于第三种的a情况，所以，最新的这条数据是不可见的；
2：再找下一条（money为700），事务id也是4925（落在数组中），跟第一种情况是一样的，不在过多赘述；
3：在找下一条（money为800），事务id为4929（不在数组中，并且==max_id），属于第三种情况，再看4929是已经提交了的事务，所以这是第三种的b情况，所以money=800是可见的；
这个时候把A事务提交了：
然后用B事务去更改张三的值：
更新undo日志版本：
我们再用D窗口去查询张三：
通过版本日志分析：
1：先找最新的记录，事务id为4926（落在数组中），属于第三种情况，然后在看4926并未提交，所以属于第三种的a情况，所以，最新的这条数据是不可见的；
2：再找下一条（money为900），事务id也是4926（落在数组中），跟第一种情况是一样的，不在过多赘述；
3：在找下一条（money为600），事务id为4925（落在数组中，并且==min_id），属于第三种情况，再看4925是已经提交了的事务，所以这是第三种的b情况，所以money=600是可见的；
问题2：可重复读隔离级别是怎么实现的？
基于多版本并发控制，mvcc实现；低层为undo版本日志+一致性试图（read-view）；
那么为什么可重复读情况下一直是读取重复的值呢？
我们根据undo日志版本想一想就知道了，当前开启的事务去做查询，产生了一致性试图；在后面开启的事务都是大于当前事务id的；对于当前事务来说，是属于大于最大事务id的情况（未来的事务），属于版本判断第二种情况，所以后面的事务无论做出什么修改，我这个值一直是保持这个值。
问题3：读已提交呢？
读已提交隔离级别下，每次查询都会生成新的一致性试图，所以每次读取的都是数据库最新的数据（阅读者自行推演）；
