隔离级别的实现原理
排他锁（Exclusive Lock）
排他锁（Exclusive Lock） , 简称X锁。
若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其他任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。这就保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。
规则1：写一个数据之前加X锁， 事务提交之后释放该X锁。
共享锁(Share lock)
共享锁(Share lock) ，简称S锁， 这个锁和之前的排他锁X锁有区别， 主要用于读取数据。
如果一个数据加了X锁， 就没法加S锁，没法再加X锁。
如果一个数据加了S锁， 就可以加S锁，没法再加X锁。
规则1：读一个数据之前加S锁， 读完之后立刻释放该S锁。
规则2：读一个数据之前加S锁， 事务提交之后立刻释放该S锁。
“丢失修改”的问题
事务1的修改被事务2的修改覆盖了，事务1的修改像是丢失了。
排他锁可以解决两个人同时修改导致的“丢失修改”的问题，事务1修改的时候不能被其他事务修改。
读未提交(最低的事务隔离级别)-脏数据
现象：不会丢失数据，事务1还未提交的修改能被事务2读取。可以读到没有提交或者回滚的内容 （脏数据）。
原理：写数据时加上X锁，直到事务结束， 读的时候不加锁。
读已提交-不可重复读
现象：能避免“丢失数据”和“脏数据”，事务1能读到其他已提交事务的修改，出现“不可重复读”的问题。
原理：写数据的时候加上X锁， 直到事务结束， 读的时候加上S锁， 读完数据立刻释放。(共享锁规则1)
可重复读-幻读
现象：能避免“丢失数据”和“脏数据”， “不可重复读”三个问题，事务1能读取到其他事务新插入读数据，出现“幻读”的问题。
原理：写数据的时候加上X锁， 直到事务结束， 读数据的时候加S锁， 也是直到事务结束。(共享锁规则2)
Serializable （串行化）
现象：能避免“丢失数据”和“脏数据”， “不可重复读”，“幻读”四个问题。
原理：严格有序执行，事务不能并发执行。
MVCC(多版本并发控制)
“串行化”隔离级别，虽然不会出错，但是效率实在太低了。 避免使用！！
“可重复读”，虽然会出现幻读，但是也能忍受。但为了实现可重复读， 需要在事务中对读操作加锁，并且得持续到整个事务结束，效率也一般，可选择使用。
隔离级别在可重复读和读已提交情况下，有没有可能在在读的时候不用加锁，也能实现可重复读？
MVCC实现了保证可重复读并在读数据的时候不需要加锁操作！！ ps：但是在写数据的时候，MySQL还是要加锁的，防止写-写冲突。读写不互相等待，能极大地提高数据库的并发能力啊。
原理
给数据库里面的每张表加两个隐藏的字段：事务ID，回滚指针。(事务ID就表明这一行数据是哪个事务操作的，事务ID是一个递增的数字，每次开始新事务，这个数字就会增加。)
扩展一个Read View的数据结构记录版本数据，它有三个部分：
(1) 当前活跃的事务列表 ，即[101,102]
(2) Tmin ，就是活跃事务的最小值， 在这里 Tmin = 101
(3) Tmax, 是系统中最大事务ID（不管事务是否提交）加上1。 在这里例子中，Tmax = 103
（注： 在可重复读的隔离级别下，当第一个Read操作发生的时候，Read view就会建立。 在Read Committed隔离级别下，每次发出Read操作，都会建立新的Read view。）
流程变化
原始数据
| 事务ID | 回滚指针 | name | age |
| 100 | null | sf | 30 |
开启两个事务
| 事务id101 | 事务id102 |
| 开始事务 标记1 | |
| select * from users where name='sf'; | 开始事务 |
| do others things |
update users set age = 35 where name='sf'; 标记2 提交事务 |
| select * from users where name='sf'; |
在标号1 的地方，数据是这样的： 与此同时，需要建立一个叫做Read View的数据结构。
| 事务ID | 回滚指针 | name | age |
| 100 | null | sf | 30 |
在标号为2的地方，数据是这样的：事务2做了修改，所以事务ID修改为102，回滚指针指向上一个事务ID的数据，即事务ID100
| 事务ID | 回滚指针 | name | age |
| 102 | 上一版本的数据 | sf | 35 |
按照可重复读的要求，事务1无论读多少次总能读到age=30的那行记录，即使事务2修改了age，也不受影响。
那么如何用来判断这些数据版本记录中哪些对你来说是可见的（可读的）。 ”
对于上面的例子，ReadView 中事务列表是[101,102], Tmin= 101, Tmax = 103，第一次读和第二次读是什么样子。
当事务101第一次读的时候，只有一条记录， tid = 100 ,小于Tmin，所以是可以读的。 然后事务102做了修改。
当事务101第二次读的时候，tid=102，程序走到了‘tid是否在Read View中这一分支，由于102确实在Read View的活动事务列表中，那就顺着回滚指针找到下一行记录，即tid为100那一行，再次判断，这就和第一次读一样了。
