事务 就是要保证一组数据库操作，要么全部成功，要么全部失败。
在 MySQL 中，事务支持是在引擎层实现的
MySQL 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。
比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，这也是 MyISAM 被 InnoDB 取代的重要原因之一。
事务的四大特性：
ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性），今天我们就来说说其中 I，也就是“隔离性”。
当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题，为了解决这些问题，就有了“隔离级别”的概念。
在谈隔离级别之前，你首先要知道，你隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点。
SQL 标准的事务隔离级别包括：（从上到下越来越严实）
读未提交（read uncommitted）读提交（read committed）可重复读（repeatable read）串行化（serializable）逐一解释：
- 读未提交是指，一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。这会带来脏读、幻读、不可重复读问题。（基本没用）
- 读提交是指，一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。避免了脏读，但仍然存在不可重复读和幻读问题。
- 可重复读是指，一个事务执行过程中看到的数据，这个事务自己看到的数据始终不变（当然他可能已经被其他事务改变了）在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。避免了脏读和不可重复读问题，但幻读依然存在。
- 串行化，顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行，避免了以上所有问题。
直接看文字描述可能不太好理解，那我们来看图吧
我们来看看在不同的隔离级别下，事务 A 会有哪些不同的返回结果，也就是图里面 V1、V2、V3 的返回值分别是什么。
若隔离级别是“读未提交”，则 V1 的值就是 2。这时候事务 B 虽然还没有提交，但是结果已经被 A 看到了。因此，V2、V3 也都是 2。若隔离级别是“读提交”，则 V1 是 1，V2 的值是 2。事务 B 的更新在提交后才能被 A 看到。所以，V3 的值也是 2。若隔离级别是“可重复读”，则 V1、V2 是 1，V3 是 2。之所以 V2 还是 1，遵循的就是这个要求：事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。若隔离级别是“串行化”，则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候，会被锁住。直到事务 A 提交后，事务 B 才可以继续执行。所以从 A 的角度看，V1、V2 值是 1，V3 的值是 2。在实现上，数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。在“读提交”隔离级别下，这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。这里需要注意的是，“读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念；而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。
我们可以看到在不同的隔离级别下，数据库行为是有所不同的。Oracle 数据库的默认隔离级别其实就是“读提交”，因此对于一些从 Oracle 迁移到 MySQL 的应用，为保证数据库隔离级别的一致，你一定要记得将 MySQL 的隔离级别设置为“读提交”。
总结来说，存在即合理，哪个隔离级别都有它自己的使用场景，你要根据自己的业务情况来定。我想你可能会问那什么时候需要“可重复读”的场景呢？我们来看一个数据校对逻辑的案例。
假设你在管理一个个人银行账户表。一个表存了每个月月底的余额，一个表存了账单明细。这时候你要做数据校对，也就是判断上个月的余额和当前余额的差额，是否与本月的账单明细一致。你一定希望在校对过程中，即使有用户发生了一笔新的交易，也不影响你的校对结果。
这时候使用“可重复读”隔离级别就很方便。事务启动时的视图可以认为是静态的，不受其他事务更新的影响。
悲观锁与乐观锁
悲观锁，正如它的名字那样，数据库总是认为别人会去修改它所要操作的数据，因此在数据库处理过程中将数据加锁。其实现依靠数据库底层。
乐观锁，如它的名字那样，总是认为别人不会去修改，只有在提交更新的时候去检查数据的状态。通常是给数据增加一个字段来标识数据的版本。
MySQL 的 MVCC（多版本并发控制）
我们知道，MySQL 的 innodb 采用的是行锁，而且采用了多版本并发控制来提高读操作的性能。
什么是多版本并发控制呢？其实就是在每一行记录的后面增加两个隐藏列，记录创建版本号和删除版本号，
而每一个事务在启动的时候，都有一个唯一的递增的版本号。
1、在插入操作时：记录的创建版本号就是事务版本号。
比如我插入一条记录, 事务 id 假设是 1，那么记录如下：也就是说，创建版本号就是事务版本号。
2、在更新操作的时候，采用的是先标记旧的那行记录为已删除，并且删除版本号是事务版本号，然后插入一行新的记录的方式。
比如，针对上面那行记录，事务 Id 为 2 要把 name 字段更新
update table set name= ‘new_value’ where id=1;
3、删除操作的时候，就把事务版本号作为删除版本号。比如
delete from table where id=1;
4、查询操作：
从上面的描述可以看到，在查询时要符合以下两个条件的记录才能被事务查询出来：
1) 删除版本号 大于 当前事务版本号，就是说删除操作是在当前事务启动之后做的。
2) 创建版本号 小于或者等于 当前事务版本号，就是说记录创建是在事务中（等于的情况）或者事务启动之前。
这样就保证了各个事务互不影响。从这里也可以体会到一种提高系统性能的思路，就是：
通过版本号来减少锁的争用。
另外，只有 read-committed 和 repeatable-read 两种事务隔离级别才能使用 mVcc
read-uncommited 由于是读到未提交的，所以不存在版本的问题
而 serializable 则会对所有读取的行加锁。
问题：那我们用什么办法能看到两个隐藏列呢？