首先针对扣款操作第一步从数据库查询账户余额
select * from user_account where uid =#{uid}
然后进行扣款操作，当余额充足时直接扣除
UPDATE user_account SET money=uid;
想象一下，当同一个用户只有这一个操作账户表时是没有问题的，但是当多处操作增删改查时就会出现数据乱掉，并
发的问题；
每次这时把账户表锁住，进行悲观锁操作，是可以达到效果，但是影响使用的效果
同一个用户，并发扣款时，有小概率会出现异常，可以对每一个用户进行分布式锁互斥，例如：在redis/zk里抢到一个key才能继续操作，否则禁止操作。
这种悲观锁方案确实可行，但要引入额外的组件(redis/zk)，并且会降低吞吐量。
极限情况下，可能出现这样的异常流程：步骤一，业务1和业务2并发查询余额，是100元。
步骤一，业务1和业务2并发查询余额，是100元。
画外音：这些并发查询，是在不同的站点实例/服务实例上完成的，进程内互斥锁肯定解决不了。
步骤二，业务1和业务2并发进行逻辑计算，算出各自业务的余额，假设业务1算出的余额是28元，业务2算出的余额是38元。
步骤三，业务1对数据库中的余额先进行修改，设置成28元。业务2对数据库中的余额后进行修改，设置成38元。
此时异常出现了，原有金额100元，业务1扣除了72元，业务2扣除了62元，最后剩余38元。 画外音：假设业务1先写回余额，业务2再写回余额。
对于小概率的不一致，有没有乐观锁的方案呢？
对并发扣款进行进一步的分析发现：
（1）业务1写回时，旧余额100，这是一个初始状态；新余额28，这是一个结束状态。理论上只有在旧余额为100时，新余额才应该写回成功。
而业务1并发写回时，旧余额确实是100，理应写回成功。
（2）业务2写回时，旧余额100，这是一个初始状态；新余额28，这是一个结束状态。理论上只有在旧余额为100时，新余额才应该写回成功。
可实际上，这个时候数据库中的金额已经变为28了，所以业务2的并发写回，不应该成功。
如何低成本实施乐观锁？
在set写回的时候，加上初始状态的条件compare，只有初始状态不变时，才允许set写回成功，Compare And Set（CAS），是一种常见的降低读写锁冲突，保证数据一致性的方法。
此时业务要怎么改？
使用CAS解决高并发时数据一致性问题，只需要在进行set操作时，compare初始值，如果初始值变换，不允许set成功。
具体到这个case，只需要将：
UPDATE t_yue SET money=uid;
升级为：
UPDATE t_yue SET money=uid AND money=$old_money;
即可。
并发操作发生时：
业务1执行：
UPDATE t_yue SET money=28 WHERE uid=$uid AND money=100;
业务2执行：
UPDATE t_yue SET money=38 WHERE uid=$uid AND money=100;
这两个操作同时进行时，只可能有一个执行成功。
