Mysql 隔离级别及实现
脏读(Drity Read)：某个事务已更新一份数据，另一个事务在此时读取了同一份数据，由于某些原因，前一个RollBack了操作，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。
不可重复读(Non-repeatable read):在一个事务的两次查询之中数据不一致，这可能是两次查询过程中间插入了一个事务更新的原有的数据。
幻读(Phantom Read):在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例如有一个事务查询了几列(Row)数据，而另一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据是它先前所没有的。
未提交读：只有写的时候的行级锁。
读已提交：MVCC每次读都进行一次快照，行级锁。
可重复读：MVCC事务中的第一次读会对事务进行快照，行级锁间隙锁。
可串行化：表锁。
[锁机制](set tx_isolation=“REPEATABLE-READ”)
死锁
在两个事务中，第一个事务为某行上锁(update、delete等)之后，另外一个事务对另外一行数据也上锁后，当这两个事务分别要请求对方上锁的数据时会发生死锁。测试时发现，发生死锁时被请求的那个事务会抛出异常：
ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
通过 show engine innodb status;可以找到发生的死锁信息。
MVCC (Multi-Version Concurrency Control)
MVCC下读是不需要加锁的，也就是读写可以并发进行。
数据
MVCC会给表中每一行数据加两个字段：
创建该记录的事务编号：mysql对每一个执行的事务（begin后的第一个实际执行的命令），分配一个严格递增的事务Id。记为trx_id
回滚指针：将老的数据放到undo（回滚）日志，并在新纪录中的回滚指针中指向上一条数据的地址。记为roll_pointer
快照
MVCC对事务中的读操作会进行 整个库 的 快照，并且会生成一致性（同一个事务一致性，保证可重复读）的视图read-view。
所有未提交事务id的数组（包括最小的id即min_id）。
已创建的最大的事务id（max_id，可能是已提交事务也可能是未提交事务）。
快照比对规则
1如果undo日志中的数据的事务id（trx_id）< min_id，表示这个版本是已提交的事务生成的，数据可见。
2如果undo日志中的trx_id > max_id，表实这个版本是由将来启动的事务生成的是不可见的。也就是该事务生成快照之后创建的事务。
3如果事务id在两个之间：min_id <= trx_id <= max_id
1）如果trx_id在快照中的未提交事务的id数组中，表实还没有提交的事务生成的，只对查询事务也是该事务可见，否则不可见。
2）如果不在数组中，则是已提交的事务，可见。
在事务进行查询时会生成相应快照，根据事务当前的id和undo的存储规则（新的在前面），则可以优先找到最新的且不是之后的对于该事务的可见id。
过程
开始某个事物(事务号：10)插入一条数据。
事务11，更新该条数据(上行级锁，事务结束或回滚后取消)，将name设置为了“Snack”
事务12（一定是事务）查询这条信息，则会生成整个库（当然也包含该条数据）的快照，此时read_view包含的数据为：
未提交事务的数组：[11]
max_id=11,min_id=11
按照比对规则我们可以知道结果是：
事务11，再次更新该条数据，将name设置为了“张伟”，并且进行回滚。
事务12再次查询这条信息，此时比对的仍然是开始时生成的read_view（在读已提交中每次读都会生成新的），也就是说此时事务12仍然认为事务11是未完成状态。读取的事务仍然是：
