原子性（Atomicity）：
	要么都成功要么都失败
	undo log实现
一致性（Consistent）：
	如转账前后两个数额总合保持不变
隔离性（lsolation）：数据库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”环境下运行
	锁，mvcc多版本并发控制
持久性（Durable）：事务提交持久化磁盘
	redo log

脏读（Dirty Reads一个事务访问到了另外一个事务未提交的数据）：
	当一个事务正在访问数据，并且对数据进行了修改，而这种修改还没有提交到数据库中，这时另一个事务也访问这个数据，然后使用了这个数据。
不可重复度（Non-Repeatable Reads 一个事务两次同样的查询，查询到了不同的数据）：
	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，发现和以前读出的数据不一致
	更新删除
幻读（Phantom Reads 一个事务两次同样的查询，查询到了不同的数据）：
	一个事务按照相同的查询条件重新读取以前查询过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据
	插入

设置事务隔离级别A、B
	set session transaction isolation level read uncommitted;
sessionA
开启事务
	start transaction;
插入一条数据
	INSERT INTO `db_test`.`t_user`(`id`, `name`) VALUES (5, 'DuQi');
sessionB
另一个连接进行查询
	select * from t_user;
	+----+----------+
	| id | name     |
	+----+----------+
	|  1 | ZhangSan |
	|  2 | LiSi     |
	|  3 | WangWu   |
	|  4 | LaoWang  |
	|  5 | DuQi     |
	+----+----------+
	此时连接B查询到连接A未提交的事务的记录id为5
	
到这里验证了一个session读取到了另一个事务未提交的数据

修改事务隔离级别
	set session transaction isolation level read committed;
A开启事务
	start transaction;
验证更新
	B执行查询语句
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | DuQi     |
		+----+----------+
	A执行更新语句
		update t_user set name = 'duqi' where id = 5;
	B执行查询语句
		start transaction;
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | DuQi     |
		+----+----------+
	A提交事务
		commit;
	B执行查询语句（同一个事务两次查询结果不一致)
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | duqi     |
		+----+----------+
继续验证删除
	A 开启事务 B开启事务
		start transaction ;
	A删除一条记录
		delete from t_user where id = 5;
	B事务查询正常，查询被删除的记录还在
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | DuQi     |
		+----+----------+
	A commit;
	B 继续查询 发现同一事物中多次查询结果不一致
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		+----+----------+
 
验证插入
	A、B 开启事务
		start transaction;
	A 插入记录
		INSERT INTO `db_test`.`t_user`(`id`, `name`) VALUES (5, 'DuQi');
	B进行查询
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		+----+----------+	
	A提交事务
		commit;
	B查询 也是能查询到A提交的事务
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | DuQi     |
		+----+----------+

修改事务隔离级别
	set session transaction isolation level repeatable read;
A、B开启事务
	start transaction;
A插入一条数据	
	INSERT INTO `db_test`.`t_user`(`id`, `name`) VALUES (5, 'DuQi');
B查询
	MySQL [db_test]> select * from t_user;
	+----+----------+
	| id | name     |
	+----+----------+
	|  1 | ZhangSan |
	|  2 | LiSi     |
	|  3 | WangWu   |
	|  4 | LaoWang  |
	+----+----------+
A提交事务
	commit;
B事务查询
	MySQL [db_test]> select * from t_user;
	+----+----------+
	| id | name     |
	+----+----------+
	|  1 | ZhangSan |
	|  2 | LiSi     |
	|  3 | WangWu   |
	|  4 | LaoWang  |
	|  5 | DuQi     |
	+----+----------+
可能发现，不同事务之间，插入是可以查询到的
 
咱们再继续验证更新和删除
	A、B开启事务
	A更新 update t_user set name = 'duqi' where id = 5;
	B查询
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | DuQi     |
		+----+----------+	
	A提交事务commit
	B继续查询
		MySQL [db_test]> select * from t_user;
		+----+----------+
		| id | name     |
		+----+----------+
		|  1 | ZhangSan |
		|  2 | LiSi     |
		|  3 | WangWu   |
		|  4 | LaoWang  |
		|  5 | DuQi     |
		+----+----------+
	咱们再继续验证删除
		A、B开启事务
		A事务执行删除操作 delete from t_user where id = 5;
		B事务执行查询
			MySQL [db_test]> select * from t_user;
			+----+----------+
			| id | name     |
			+----+----------+
			|  1 | ZhangSan |
			|  2 | LiSi     |
			|  3 | WangWu   |
			|  4 | LaoWang  |
			|  5 | duqi     |
			+----+----------+
		A提交事务，B继续查询
			MySQL [db_test]> select * from t_user;
			+----+----------+
			| id | name     |
			+----+----------+
			|  1 | ZhangSan |
			|  2 | LiSi     |
			|  3 | WangWu   |
			|  4 | LaoWang  |
			|  5 | duqi     |
			+----+----------+
可能大家会发现，REPEATABLE-READ 事务隔离级别解决了删除和更新的问题，但是插入的问题一直存在。		

mvcc在Mysql INNODB中的实现主要是为了提高数据库并发性能，用更好的方式去处理读写冲突，做到即使有读写冲突时，也能做到不加锁，非阻塞并发读。

像select lock in share mode（共享锁），select for update；update、insert、delete（排他锁）这些操作都是一种当前读，
为什么叫当前读？
	就是它读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁

像不加锁的select操作就是快照读，既不加锁的非阻塞读；
快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读；
之所以出现快照读的情况，是基于提高并发性能的考虑，快照读的实现是基于多版本控制并发控制，既MVCC，可以认为mvcc是行锁的一个变种，但它在很多情况下避免了加锁操作，降低了开销；

MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读是mysql为实现mvcc的一个非阻塞读功能。
mvcc模块在Mysql中的具体实现是由三个隐式字段，undo日志，readview三个组件来实现的。

1、读读：不存在任何问题，也不需要并发控制
2、读写：有线程安全问题，可能会造成事务隔离级别问题，可能遇到脏读、不可重复读、幻读
3、写写：有线程安全问题，可能存在更新丢失问题

1、在并发读写数据库时，可以做到在读操作时不用阻塞写操作，写操作也不用阻塞读操作，提高了数据库并发读写的性能
2、解决脏读、幻读、不可重复读等事务隔离问题，但是不能解决更新丢失问题

DB_TRX_ID 最近修改事务id：
	6字节,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id
DB_ROLL_PTR 回滚指针：
	7字节，指向这条记录的上一个版本，用于配合undolog，指向上一个旧版本
DB_ROW_ID 隐藏主键：
	6字节，如果数据库表没有主键，那么innodb会自动生成一个6字节的row_id

当进行insert操作的时候，产生的undo log只在事务回滚的时候需要，并且在事务提交之后可以被立刻丢弃
当进行update和delete操作的时候，产生的undo log不仅仅在事务回滚的时候需要，在快照读的时候也需要，所以不能随便删除，只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时，对应的日志才会被purge线程统一清除（当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录，如果某个记录的deleted_id为true，并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view可见，那么这条记录一定可以被清除的）

当进行insert操作时，会生成对应delete语句
当进行delete操作时，会备份原数据的insert语句
当进行update时，会记录原数据的update语句
这样操作方便记录回滚

READ VIEW的最大作用是用来做可见性判断的，也就是说当某个事务在执行快照读的时候，对该记录创建一个Read View的视图，把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据，有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取到的是最新的数据，也有可能读取的是当前记录的undolog中某个版本的数据
read view遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID取出来，与系统当前其他活跃事务的id去对比，如果DB_TRX_ID跟READ VIEW的属性做了比较，不符合可见性，那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较，既遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据

trx_list:
	一直数值列表，用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID
up_limit_id:
	记录trx_list列表中事务ID的最小ID
low_limit_id:
	Read View生成时刻系统尚未分配下一个事务ID

1、首先判断DB_TRX_ID < up_limit_id,如果小于，则当前事务能看到DB_TRX_ID所在的记录，如果大于等于进入下一个判断
2、判断DB_TRX_ID >= low_limit_id,如果大于等于则代表DB_TRX_ID所在的记录在Read View生成后才出现的，那么对于当前事务肯定不可见，如果小于，进入下一步判断
3、判断DB_TRX_ID是否在活跃事务中，如果在，则代表在Read View生成时刻，这个事务还是活跃状态，还没有commit，修改的数据，当前事务也是看不到，如果不在，则说明这个事务在Read View生成之前就已经开始commit，那么修改的结果是能够看到的。