1. 在MVCC并发控制中，读操作可以分成两类：快照读 (snapshot read)与当前读 (current read)。快照读，某一时刻的一致性读，不用加锁。当前读，读取的是记录的最新版本，并且，当前读返回的记录，都会加上锁，保证其他事务不会再并发修改这条记录。

2. MySQL在RR隔离级别下，快照读和当前读如果在一个会话中先后出现，可能会出现幻读。因为快照读不加锁，会允许新的插入，当前读需要读到块的最新版本，因此快照读和当前读两次操作间，就可能会出现幻读。 https://www.cnblogs.com/crazylqy/p/7612230.html
3. MySQL为实现RR隔离级别，带来了很大的代价，引入了Next-Key Locking解决当前读模式下的幻读问题。Next-Key Locking可能会导致大量的DML失败。 https://www.cnblogs.com/crazylqy/p/7689447.html，Oracle没有RR隔离级别，在read only级别下，Oracle没有幻读的问题（是快照读的模式），在read committed级别下，快照读、当前读以及混合的【快照读和当前读】下都存在幻读的问题。 https://www.cnblogs.com/crazylqy/p/7614092.html
4. RR隔离级别，MySQL是依靠MVCC实现的可重复读（read view），同时依靠MVCC实现快照读下的幻读问题，依靠Next-Key Locking实现当前读下的幻读问题，所以MySQL InnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需要应用显式的使用加锁读来保证，而这个加锁读使用到的机制就是next-key locks。
5. 脏读、不可重复读、幻读，是一种缺陷，越往后，解决缺陷的成本越高
6. 隔离级别越高，能解决的“缺陷”越多，为什么不直接使用最高的事务隔离级别，那不就没有缺陷了？ 因为隔离级别越高，并发性可能会越低。
7. 脏读，解决 写不阻塞读的问题，提高并发性，牺牲读一致性。现在绝大多数的主流数据库，都是通过MVCC来解决写不阻塞读的问题，不是通过经典的锁来实现。
8. 为什么会出现不可重复读取？ 
   在经典的read commited方式下，对于读取过的数据并不加锁（读取的当下加共享锁，读取完成后释放共享锁），那么再次访问时数据可能已经被其他事务修改。
9. 如何才能做到可重复读？ 
   老一辈的数据库艺术家用的方式是加锁，对读取过的数据加锁，就能保证每一次读取到的数据都是一样的，因为对读取过的数据加锁后，数据无法发生修改了。这也是repeatable read这个隔离级别要解决的问题，但是经典的实现可重复读的方式会产生幻读。现在绝大多数的主流数据库，是通过MVCC来做到的可重复读，不是通过加锁。
10. 经典的可重复读提供了一个一致性（语句级和事务级）的读取方式，虽存在幻读，单从一致性的角度看，并不是一个大的缺陷，如果以经典的锁的方式去实现可重复读，发生死锁的概率极大，但带来的一个（好的）副作用，解决了丢失更新的问题。
11. 按照经典的隔离级别定义，read uncommited,read commited，都不能提供一致性读。因为当下主流数据库都基于MVCC实现，不基于经典的锁方式，所以都实现了在read commited级别下的语句级的一致性。经典的隔离级别下，repeatable read在语句级一致性的基础上还做到了事务级的一致性。
12. 针对oracle的隔离级别来说，read commited级别能够提供语句级的一致性，这个隔离级别避免不了事务级的幻读的问题，需要read only或者最高的SERIALIZABLE级别。
13. 在一个采用共享读锁（而不是多版本）的数据库中，如果启用了REPEATABLE READ，可以避免丢失更新的问题。原因是：已被读取的数据会在上面加一个锁（共享读锁，非排它锁），这个锁会保证数据不能被任何其他事务修改。
14. 在可重复读（REPEATABLE READ，简称RR）隔离级别下，read view是在第一个读请求发起时创建的。在读已提交（READ COMMITTED，简称RC）隔离级别下，则是在每次读请求时都会重新创建一份read view。根据上面提到的说法，RC隔离级别下，是每次发起SELECT都会创建read view，也就是每次SELECT都能读取到本次查询开始时的已经commit的数据，所以才会出现不可重复读、幻读现象。
15. read view 判断当前版本数据项是否可见 
    在innodb中，创建一个新事务的时候，innodb会将当前系统中的活跃事务列表（trx_sys->trx_list）创建一个副本（read view），副本中保存的是系统当前不应该被本事务看到的其他事务id列表。当用户在这个事务中要读取该行记录的时候，innodb会将该行当前的版本号与该read view进行比较。 
    具体的算法如下: 
    
    1. 设该行的当前事务id为trx_id_0，read view中最早的事务id为trx_id_1, 最迟的事务id为trx_id_2.
    2. 如果trx_id_0< trx_id_1的话，那么表明该行记录所在的事务已经在本次新事务创建之前就提交了，所以该行记录的当前值是可见的。跳到步骤6.
    3. 如果trx_id_0>trx_id_2的话，那么表明该行记录所在的事务在本次新事务创建之后才开启，所以该行记录的当前值不可见.跳到步骤5。
    4. 如果trx_id_1<=trx_id_0<=trx_id_2, 那么表明该行记录所在事务在本次新事务创建的时候处于活动状态，从trx_id_1到trx_id_2进行遍历，如果trx_id_0等于他们之中的某个事务id的话，那么不可见。跳到步骤5.
    5. 从该行记录的DB_ROLL_PTR指针所指向的回滚段中取出最新的undo-log的版本号，将它赋值该trx_id_0，然后跳到步骤2.
    6. 将该可见行的值返回。

需要注意的是，新建事务(当前事务)与正在内存中commit 的事务不在活跃事务链表中。