脏读，不可重复读与幻读

脏读：幻读一个事务中访问到了另外一个事务未提交的数据
不可重复读：一个事务内根据同一个条件对行记录进行多次查询，返回的结果不一致
幻读：同一个事务内多次查询返回的结果集不一样（增加了或者减少）

隔离级别

Mysql中有四种隔离级别：读未提交(read uncommit)，读提交(read commit)，可重复读(repeatable read)(默认)，串行化读(serializable)。

mysql隔离界别有两个作用域，一个是当前会话隔离级别，另一个是系统隔离级别。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交	可能	可能	可能
读提交	不可能	可能	可能
可重复读	不可能	不可能(MVCC实现)	不可能(用next-key lock 保证)
串行化读(serializable)	不可能	不可能	不可能

读未提交(read uncommit)

一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。任何操作都不会加锁。

读提交(read commit)

一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。

在RC级别中，数据的读取都是不加锁的，但是数据的写入、修改和删除是需要加锁的。

可重复读(repeatable read)(默认的)

一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然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。

写加锁读不加锁。

在MVCC 和2PL 的共同作用下, InnoDB 实现了"读不加锁, 读写不冲突" 的并发。

串行化读(serializable)

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。

锁

两段锁

将事务分成两个阶段，加锁阶段和释放阶段。加锁阶段：在该阶段可以进行加锁，如果不成功，事物进入到等待状态，直到加锁成功。解锁阶段：当事务释放了一个封锁以后，事务进入解锁阶段，在该阶段只能进行解锁操作不能再进行加锁操作。

工程实现中的两段锁（S2PL）：在事务中只有提交(commit)或者回滚(rollback)时才是解锁阶段，其余时间为加锁阶段。

但是mysql存在违背两段锁的实现：如果一个条件无法通过索引快速过滤，存储引擎层面就会将所有记录加锁后返回，再由MySQL Server层进行过滤。在实际使用过程当中，MySQL做了一些改进，在MySQL Server过滤条件，发现不满足后，会调用unlock_row方法，把不满足条件的记录释放锁 (违背了二段锁协议的约束)。

共享锁 (lock in share mode)，

允许不同事务之前共享加锁读取，但不允许其它事务修改或者加入排他锁

排他锁 (for update)

当一个事物加入排他锁后，不允许其他事务加共享锁或者排它锁读取，更加不允许其他事务修改加锁的行。

行锁（row-level locking）

InnoDB 默认为行级锁。InnoDB 行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点 MySQL 与 Oracle 不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB 这种行锁实现的特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB 才使用行级锁，否则，InnoDB 将使用表锁。

表锁

表锁的语法是 lock tables … read/write。

lock tables 语法除了会限制别的线程的读写外，也限定了本线程接下来的操作对象。比如：举个例子, 如果在某个线程 A 中执行 lock tables t1 read, t2 write; 这个语句，则其他线程写 t1、读写 t2 的语句都会被阻塞。同时，线程 A 在执行 unlock tables 之前，也只能执行读 t1、读写 t2 的操作。连写 t1 都不允许，自然也不能访问其他表。

元数据锁(meta data lock) 是表级锁的一种，不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。（防止读写的时候对表结构进行更改）。当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。

理论上进行ddl变更时会锁表，大量线程处于“Waiting for meta data lock”状态。mysql 5.6提供了Online DDL的特性，解决了这个问题，Online DDL的简要原理为：

拿MDL写锁
降级成MDL读锁
真正做DDL
升级成MDL写锁、
释放MDL锁

Next-Key锁

Next-Key锁是行锁和GAP（间隙锁）的合并。

跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作。间隙锁之间都不存在冲突关系。

间隙锁在可重复读隔离级别下才有效。

全局锁

MySQL 提供了一个加全局读锁的方法，命令是 Flush tables with read lock (FTWRL)。当你需要让整个库处于只读状态的时候，可以使用这个命令
全局锁的典型使用场景是，做全库逻辑备份（InnoDB不需要，对于 MyISAM 这种不支持事务的引擎，如果备份过程中有更新，总是只能取到最新的数据，那么就破坏了备份的一致性。这时，我们就需要使用 FTWRL 命令了。）

Mysql中的死锁

死锁的定义：两个或两个以上的进程或事务相互等待

有两种解决死锁的方式：

一种策略是，直接进入等待，直到超时。这个超时时间可以通过参数 innodb_lock_wait_timeout 来设置。
另一种策略是，发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务，让其他事务得以继续执行。将参数 innodb_deadlock_detect 设置为 on，表示开启这个逻辑。死锁的主动监测会消耗cpu资源，如果多个并发同时更新一行，会导致cpu飙升。解决的基本思路就是，对于相同行的更新，在进入引擎之前排队。这样在 InnoDB 内部就不会有大量的死锁检测工作了。

MVCC多版本并发控制

定义

同一条记录在系统中可以存在多个版本

基础概念

快照读：在MVCC下，一般的select都是快照读，读取的不是数据库中的最新值，而是事务启动时的一个快照
当前读：处理当前数据，需要加锁。（select * from table where ? lock in share mode 或者 select * from table where ? for update）

MVCC在InnoDB中的实现方式

Innodb存储引擎中，每行数据都包含了一些隐藏字段：DB_ROW_ID、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR和DELETE_BIT。

DB_TRX_ID：用来标识最近一次对本行记录做修改的事务的标识符，即最后一次修改本行记录的事务id。delete操作在内部来看是一次update操作，更新行中的删除标识位DELELE_BIT。
DB_ROLL_PTR：指向当前数据的undo log记录，回滚数据通过这个指针来寻找记录被更新之前的内容信息。
DB_ROW_ID：包含一个随着新行插入而单调递增的行ID, 当由innodb自动产生聚集索引时，聚集索引会包括这个行ID的值，否则这个行ID不会出现在任何索引中。
DELELE_BIT：用于标识该记录是否被删除。

一行数据会对应多行这样的记录，例如，如果有多个事物对同一行数据进行更新，会形成这样的记。

事物启动的时候，mysql会为这个事物创建一个数组A，数组的元素为该事务启动瞬间，系统中启动了但还没提交的所有事务，数组中事务id的最小值记为low_limit_id，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为up_limit_id。

读取某一行数据，如果该数据最新的事务ID小于low_limit_id 那么该版本是可见的

如果事务ID大于up_limit_id 该版本不可见根据回滚指针找到上一个版本记录

如果事务ID落在low_limit_id和up_limit_id 之间如果数组A中包含该事务ID，该版本不可见，未包含该事务ID 该版本可见

【深入浅出Mysql】锁与隔离级别