1.关于事务
理解和学习事务，不能只站在程序猿的角度来理解事务，而是要站在使用者（用户）的角度来理解事务。
比如支付宝转账，A转了B100块前，在程序猿的角度来看，是两条update操作，A -100块，B +100块。但是站在使用者的角度，这就是一条转账逻辑。
事务具有四个属性：
上面四个属性，可以简称为 ACID 。
MYSQL中存在的大量的事务，它们也是需要先被描述，然后再组织的，这样管理起来的。其实就是将一批SQL语句打包成一个事务对象，将这个对象放在事务执行的事务列表里。
2.为什么要存在事务？
后面我们将MYSQL的一行信息称为一条记录。
3.了解事务的提交方式
在MYSQL的两大存储引擎Innodb和MYISAM，只有Innodb支持事务。
事务的提交方式有两种：
1.自动提交。
2.手动提交。
我们可以查看我们的MYSQL的提交方式
mysql> show variables like 'autocommit';
ON表示了它是自动提交的。
我们也可以设置它的提交方式
set autocommit=0;show variables like 'autocommit';
0是关闭，1是打开。
4.准备工作
我们知道，mysqld是一个网络服务，那么我们可以查看
netstat -nltp
可以看到，端口号为3306就是我们的mysql网络服务。
另外可以查看我们mysql和mysqld文件所在的位置
首先我们先将隔离级别设置成为读未提交
set global transaction isolation level read uncommitted;
但是设置好后，需要登录mysql会话才能生效
此时我们输入
select @@tx_isolation;
此时的隔离级别就是读未提交
然后创建一张测试表
create table if not exists account(
id int primary key,
name varchar(50) not null default '',
blance decimal(10,2) not null default 0.0
)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;5.事务的基本操作
这里我们看到事务是自动提交的。
有两种方式可以开启事务
start transaction;begin;推荐 使用begin
设置保存点（比如p1）
savepoint p1;
这是可以方便我们定向回滚的。比如
在插入一条数据后
insert into account values(1,'张三',123.2);我们看到另一个开启事务的会话可以直接看到更新的结果
然后我们回到插入数据前的保存点p1。
rollback to p1; 
数据就消失了
也可以直接
rollback;
直接回到最开始的地方。
如果想结束事务
commit;
事务回滚只能在事务运行期间，如果事务已经提交了，就不能回滚了。
6.事务异常验证与产出的结论
当mysql遇到异常情况（比如强制关闭会话），事务会自动回滚。
但是如果事务已经commit了，那么mysql的数据就不会受到影响，已经持久化了。
另外关于事务的自动提交，如果我们手动开启事务，比如使用begin，那么即便mysql的设置是自动提交，手动开启的事务=必须要手动提交。那么此外，所有的SQL语句都是自动开启的事务，因为又是手动提交，所以每一条SQL都是一个事务，并且执行完就提交了。
7.事务隔离性理论
隔离级别：（由低到高）
比如两个事务同时运行，其中一个事务对表插入了数据，只有提交了，另一个事务才能查看到更新的结果。
还是这两个事务，其中一个事务对表插入了数据，但是就算它提交了，另一个事务也看不到更新的结果，只有当它也结束了才能看得到。
8.事务隔离级别的设置和查看。
1.查看隔离级别：
有三种方式：
-- 查看
mysql> SELECT @@global.tx_isolation; --查看全局隔级别
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)mysql> SELECT @@session.tx_isolation; --查看会话(当前)全局隔级别
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ |
+------------------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)mysql> SELECT @@tx_isolation; --是上一种的简写方式，也是查看当前会话的
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)2.设置隔离级别
中括号表示可以省略，但是这里不建议
-- 设置当前会话 or 全局隔离级别语法
SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ
COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}比如将当前会话的隔离级别改为 读-提交
set session transaction isolation level read committed;
9.事务隔离级别--读未提交
这种隔离级别几乎没有加锁，虽然效率高，但是问题也很多，严重不推荐使用。
读-未提交会产生脏读现象：
即一个事务在执行时，可以看到另一个事务的更新，但是没有提交的数据，就是脏读。
10.事务隔离级别--读提交
在这个隔离级别下，一个事务在执行时，可以看到其他事务更新并且提交后的数据。
这样会带来一个后果：
就是在同一个事务内部，每次查询数据时，根据时间段的不同，可能会查询到不一样的结果，我们把这个现象称为不可重复读。
事务的运行要保证其原子性，不可重复读会破坏原子性。
11.事务隔离级别--可重复读
可重复读解决了两个并发运行的事务，一方提交，不会影响另一个未提交的事务。
也就是说，幻读问题是insert数据操作时伴随出来的问题，属于不可重复度的情况的一种。
12.事务隔离级别--串行化
对所有的操作进行加锁，也就是将所有的事务进行串行化，这样就不会存在安全问题，但是效率很低。
MYSQL默认的隔离级别是可重复读，并且解决了幻读的问题。
13.关于一致性的理解
一致性其实不是技术层面的概念，而是使用层面的概念。
比如有一个事务在运行时，操作到一半时出现了异常，导致事务没有完成，那么那些完成了一半的操作使数据库处于一种不正确的状态，也就是不一致的状态。
所以：
而技术上，通过AID保证C 。
14.MVCC机制
数据库的并发有三种场景：
这里重点介绍读写。
多版本并发控制（ MVCC ）是一种用来解决 读-写冲突 的无锁并发控制 。
理解MVCC需要的三个前提知识：
3个记录隐藏字段：
其实我们在建表的时候，mysql会给我们加上3个隐藏字段。
补充：实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除，而是删除flag变了
所以我们删除一条记录其实并不是真的把它删除了，而是改变了它的flag。这也是典型的用空间换时间的一种做法，并且如果出现了误删操作，还可以进行还原。
undo日志（log）
MYSQL将来是以服务进程的方式，在内存中运行。我们之前所讲的所有机制：索引，事务，隔离性，日志等，都是在内存中完成的，即在 MySQL 内部的相关缓冲区中，保存相关数据，完成各种判断操作。然后在合适的时候，将相关数据刷新到磁盘当中的。
所以可以简单理解为，undolog就是mysql中的一段内存缓冲区。
模拟MVCC的过程：
图中李四是最新的记录。
如果一个事务提交，undo log就清理掉了，自然也就不能回滚了。
一些思考：
所以是隔离级别决定了select是当前读还是快照读。
15.read view理论
read view结构体中重要的字段
class ReadView {
// 省略...
private:
/** 高水位，大于等于这个ID的事务均不可见*/
trx_id_t m_low_limit_id;/** 低水位：小于这个ID的事务均可见 */
trx_id_t m_up_limit_id;/** 创建该 Read View 的事务ID*/
trx_id_t m_creator_trx_id;/** 创建视图时的活跃事务id列表*/
ids_t m_ids;/** 配合purge，标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG，
* 如果其他视图也不需要，则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
trx_id_t m_low_limit_no;/** 标记视图是否被关闭*/
bool m_closed;// 省略...
};// 重点是这四个字段
m_ids; //一张列表，用来维护Read View生成时刻，系统正活跃的事务ID
up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)
low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID，也就是目前已出现过的事务ID的
最大值+1(也没有写错)
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID
read view它生成对象后，只初始化一次。此时里面的字段m_ids表示的是当这个read view起来的时候，此时活跃的事务ID。那么有两种情况，是可以select到的：
1.当前创建该read view时的事务ID等于遍历到的记录的事务ID（DB_TRX_ID），说明是select自己，那么当然可以查看。
2.当初跟我们同时运行的事务，它们的事务ID可能比我们大，但是它们可能比我们先提交了，既然已经提交了，我们也可以查看。
那么，不能查看的也有两种情况：
1.正在运行的事务，我们不能查看，在m_ids中的。
2.当前的事务ID>=low_limit_id。说明是快照之后才提交的事务，也不应该看到。
read view是从版本链中遍历的，也就是undo log中遍历。
我们可以看一下在mysql的源码中，对每次遍历的判断
可见与我们刚刚分析的差不多，如果id小于最低水位，说明这些事务是在这个read view之前就提交了，如果id == 当前事务id，那么也返回true。
并且要注意：这个id是指我们从版本链中遍历到的事务的ID（ DB_TRX_ID）。
如果id大于最高水位，说明这个事务是在read view之后创建的，肯定不能查看，所以返回false。
另外，如果m_ids是空的，说明此时就只有一个事务，当然能查看，所以也返回true。
总结：
read view是事务可见性的一个类，但是注意，它不是事务一创建出来就跟着有的（read view对象），而是当这个事务（已经存在）首次进行快照读的时候，mysql才会形成read view对象。
16.read view实验
现在有这样一条记录
然后有四个事务：
根据事务id可以判断它们的创建的先后顺序，纵向代表它们的执行状态，并且可以看到事务4是先提交了的。
事务4的修改操作是：
修改name（张三）为name（李四）
注意：low_limit_id代表的是系统分配的最大的事务id 再 + 1。
那么此时事务2在进行快照读的时候，形成的read view对象的字段为：
//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2那么此时的版本链：
因为只有事务4进行了修改并且提交，那么当事务2的read view创建时，读取该记录时，就会拿这个事务的DB_TRX_ID开始进行比较
//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5，原因：ReadView生成时刻，系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2
//事务4提交的记录对应的事务ID
DB_TRX_ID=4
//比较步骤
DB_TRX_ID（4）< up_limit_id（1） ? 不小于，下一步
DB_TRX_ID（4）>= low_limit_id(5) ? 不大于，下一步
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含，说明，事务4不在当前的活跃事务中。//结论
故，事务4的更改，应该看到。
所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本，而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本到这里我们也发现，这不就是之前说的RC（读提交）隔离级别吗？
17.RC和RR的本质区别
我们在select语句后面加上 lock in share mode，表示加共享锁的方式读取，是当前读，不加就是快照读。
在RR级别下，（可重复读），有两个事务同时运行
图中我们发现，事务B在事务A提交前就进行了快照读，那么也就形成了read view，在事务A提交后，事务B再使用快照读依旧不能读到更新后的结果。
还有另一种情况：
两种情况的唯一不同就是，后者事务B是在事务A提交后才进行的快照读，此时就能读到更新的结果。这就是RR隔离级别。
结论：
所以read view的形成的时机不同，会影响事务的可见性！！
所以RC与RR的本质区别：
顺便说下读未提交，它直接都不形成read view，所以什么都能看到。
