锁住余额，为何还会更新异常？
背景
现有一个交易系统，每次交易都会更新余额。出账扣减余额，入账增加余额。为了保证资金安全，余额发生扣减时，需要比较现有余额与扣减金额大小，若扣减金额大于现有余额，扣减余额不足，扣减失败。
余额表（省去其他字段）结构如下：
更新余额方法语序如下：
由于存在并发更新余额的情况，在 t3 时刻，使用写锁锁住该行记录。这样就能保证事务执行期间不会有其他事务提交变更。
现在我们假设有两个事务正在发执行该语序，执行顺序如图所示。
假设 id=1 记录 balance=1000，事务隔离等级为 RR。小伙伴们可以根据这个执行时序可以先思考下 t3,t5,t6,t7 结果。
注：以上时序，顺序执行。但是事务 1 执行到 t3 时刻，t4 时刻，事务 2 执行时将会被阻塞，后续无法执行。t4 时刻之后，只能先将 事务 1 语序执行，事务提交完成后，才能执行 事务 2 剩余语句。
下面为问题的答案。
t3 (1,1000)
t5 (1,1000)
t4 (1,900)
t6 (1,1000)
有没有跟你结果的不太一样？
事务 1 查询结果基本没什么问题，事务 2 同一个事务内查询结果却不同。
现在我们先带着疑问，看完下面 MySQL 的相关原理，你就会明白一切。
相关原理
MVCC
假设在 RR 下，下图 id=1 balance=1000 。
上图时序顺序可以执行
事务 1 将 id=1 记录 balance 更新为 900。然后 t5 查询结果肯定还是 id=1 balance=1000，不然就读取到脏数据，不符合当前事务隔离级别。
从上面例子可以看到 id=1 的记录存在两个版本，一个为 balance=1000 ，一个为 balance=900。
MySQL 使用 MVCC 实现该功能。
MVCC：Multiversion concurrency control，多版本并发控制。摘录一段淘宝数据库月报的解释：
多版本控制: 指的是一种提高并发的技术。最早的数据库系统，只有读读之间可以并发，读写，写读，写写都要阻塞。引入多版本之后，只有写写之间相互阻塞，其他三种操作都可以并行，这样大幅度提高了InnoDB的并发度。在内部实现中，与Postgres在数据行上实现多版本不同，InnoDB是在undolog中实现的，通过undolog可以找回数据的历史版本。找回的数据历史版本可以提供给用户读(按照隔离级别的定义，有些读请求只能看到比较老的数据版本)，也可以在回滚的时候覆盖数据页上的数据。在InnoDB内部中，会记录一个全局的活跃读写事务数组，其主要用来判断事务的可见性。
可以看到 MVCC 主要用来提高并发，还可以用来读取老版本数据。下面介绍 MVCC 实现的原理。
首先我们先看下 MySQL 记录结构。
可以看到 MySQL 行记录除了真实数据以外，还会存在三个隐藏字段，用来记录额外信息。
DB_TRX_ID:事务id。
DB_ROLL_PTR: 回滚指针，指向 undolog。
ROW_ID：行 id,与此次无关。
具体行记录结构，可以参考掘金的小册『 MySQL 是怎样运行的：从根儿上理解 MySQL[1]』，说实话小册写的真的很好，收益颇丰。哈哈。
MySQL 通过 DB_ROLL_PTR 找到 undolog，而 undolog 记录数据的变更。这样 MySQL 就能推导出变更之前记录内容。
查找过程如下：
若需要知道 V1 版本记录，首先根据当前版本 V3 的 DB_ROLL_PTR 找到 undolog，然后根据 undolog 内容，计算出上一个版本 V2。以此类推，最终找到 V1 这个版本记录。
V1，V2 并不是物理记录，没有真实存在，仅仅具有逻辑意义。
一行数据记录可能同时存在多个版本，但并不是所有记录都能对当前事务可见。不然上面 t5 就可能查询到最新的数据。所以查找数据版本时候 MySQL 必须判断数据版本是否对当前事务可见。
一致性视图
MySQL 会在事务开始后建立一个一致性视图（并不是立刻建立），在这个视图中，会保存所有活跃的事务(还未提交的事务)。
假设当前事务创建活跃事务数组为如下图。
判断记录版本对于当前事务是否可见时，基于以下规则判断：
•若记录版本事务 id 小于当前活跃事务 id 数组最小值,如 id 为 40，小于 45,代表当前记录版本的事务已提交，当前记录对于当前事务可见。
•若记录版本事务 id 大于当前活跃事务数组的最大值，如记录版本事务 id 为 100， 大于数组最大事务 id 90。说明了这个记录版本是当前事务创建之后生成，所以记录对于当前事务不可见。
•若记录版本事务 id 是当前活跃数组事务之一，如记录数据版本事务 id 为 56。代表记录版本所属事务还未提交，所以记录对于当前事务不可见。
•若记录版本事务 id 不是当前活跃数组事务之一，但是事务 id 位于数组最小值与最大值之一。如记录事务 ID 57。代表当前记录事务已提交，所以记录对于当前事务可见。
•若记录版本事务 id 为当前事务 id，代表该行数据是当前事务变更的，当然得可见。
4 这个规则可能比较绕，结合上面图片比较好理解。
以上判断规则可能比较抽象，我们将其总结下面几句话。
•未提交事务生成的记录版本，不可见。
•视图生成前，提交事务生成记录版本可见。
•视图生成后，提交事务生成记录版本不可见。
•自身事务更新永远可见。
一致性视图只会在 RR 与 RC 下才会生成，对于 RR 来说，一致性视图会在第一个查询语句的时候生成。而对于 RC 来说，每个查询语句都会重新生成视图。
当前读与快照读
MySQL 使用 MVCC 机制，可以 读取之前版本数据。这些旧版本记录不会且也无法再去修改，就像快照一样。所以我们将这种查询称为快照读。
当然并不是所有查询都是快照读，select .... for update/ in share mode 这类加锁查询只会查询当前记录最新版本数据。我们将这种查询称为当前读。
问题分析
讲完原理之后，我们回过头分析一下上面查询结果的原因。
这里我们将上面答案再贴过来。
事务隔离级别为 RR，t1，t2 时刻两个事务由于查询语句，分别建立了一致性视图。
t3 时刻，由于事务 1 使用 select.. for update 为 id=1 这一行上了一把写锁，然后获取到最新结果。而 t4 时刻，由于该行已被上锁，事务 2 必须等待事务 1 释放锁才能继续。
t5 时刻根据一致性视图，不能读取到其他事务提交的版本，所以数据没变。t7 时刻余额扣减 100，t8 时刻提交事务。
此时最新版本记录为 id=1 balance=900。
由于事务 1 事务提交，行锁被释放，t4 获取到写锁。由于 t4 是当前读，所以查询的结果为最新版本数据（1,900）。
重点来了。t6 查询时，id=1 这条记录最新版本数据为 （1,900）。但是最新版本事务 id，属于事务 2创建之后未提交的事务，位于活跃事务数组中。所以最新记录版本对于事务2 是不可见的。没办法只能根据 undolog 去读取上一版本记录 (1,1000) 。这个版本记录刚好对于事务 2 可见。
若当前事务隔离级别修改成 RC,那么结果就与 RR 不同。各位读者自行分析一下。
下面贴一下 RC 答案。
