最近在学习数据库事务相关的知识，事务最重要的就是隔离级别，不同的隔离级别对于我们查询出来的结果是不一样的，也对应着不同的业务场景，而innodb的隔离级别是依靠mvcc来实现的，好不容易理解了mvcc，但是在学到锁的时候，大脑又宕机了，mvcc的功能都这么强了，还要这么多复杂的锁干嘛呢？
带着问题去思考后，我的一点薄见：锁和mvcc的结合，可以更好的帮助事务隔离级别去解决并发问题下的一系列问题，且听我慢慢解释
首先我们从一些基础概念开始看看
事务的隔离级别
众所周知，数据库面对并发，会出现脏读、不可重复读、幻读
为了有效保证并发读取数据的正确性，提出了事务隔离级别
- 读未提交（read uncommitted），指一个事务还没提交时，它做的变更就能被其他事务看到；
- 读提交（read committed），指一个事务提交之后，它做的变更才能被其他事务看到；
- 可重复读（repeatable read），指一个事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别；
- 串行化（serializable ）；会对记录加上读写锁，在多个事务对这条记录进行读写操作时，如果发生了读写冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行；
不可重复读和幻读的区别
有些时候我们会分不清 不可重复读和幻读的概念，其实用锁的概念去理解，当我们把现有数据锁住，我们可以保证我们读几次，都是一样的数据，除非锁释放了，但是这时候新插入一条数据呢，我们是没法锁住的，这时候查询就多一条数据。所以就很好区分不可重复读和幻读，不可重复读是我们在一次事务中读到的数据数值不一致，而幻读则是读到了上一次查询根本不存在的行，当然实际innodb用的不是悲观锁，而是乐观锁MVCC
MVCC——多版本控制
快照readview和版本号
MVCC是利用readview来实现的，readview的重要组成如下：
trx_id是每个事务在开启的时候根据时间先后顺序来创建的，也就是说每个事务都有自己的版本号trx_id,那么版本号怎么来使用的呢？
其实不光是每个事务有自己的版本号，每条行记录也有自己的trx_id和roll_pointer,他们属于是隐藏列，每个事务在修改一行数据时，并不是直接在内存上写，而是利用写时复制的方式，新写一条记录，链接在后面，比如我们下面这条记录，版本号2的事务进行一条操作. Update set name = 123 and number =1 where id =1就会多一条记录
那这是修改，查询的时候应该查询哪条记录呢
不管是RC还是RR，都遵循着一个准则：
-
如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的
min_trx_id值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 前已经提交的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务可见。 -
如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的
max_trx_id值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 后才启动的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务不可见。 -
如果记录的 trx_id 值在 Read View 的
min_trx_id和max_trx_id之间，需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中：- 如果记录的 trx_id 在
m_ids列表中，表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着（还没提交事务），所以该版本的记录对当前事务不可见 - 如果记录的 trx_id 不在
m_ids列表中，表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交，所以该版本的记录对当前事务可见
- 如果记录的 trx_id 在
RR可重复读的原因
RC和RR的区别在哪里呢，我们可以通过两张图来看看，如图，我们假设原本的版本号为99，现在开启了三个事务，分别是A，B，C，版本号按照顺序依次是100，101，102，
其中在RR隔离级别下，如果没有start transcation with consistent snatshop,意味着一条语句就是一个事务，那么如下图
那么按照刚才的读版本号的规则，对于事务A两次select，它都应该去读版本号小于100的，对于第一次select，只有99的版本号，那就去读99版本号数据，对于第二次查询，虽然这时候已经有了其他的版本号，但是大于100，所以不可见
它会按照roll_pointer一直找到99的记录，所以我们看到RR级别下，借助MVCC的快照读，确实是可以解决不可重复读的问题
这里我们要提一下的是，现实里99这条记录并不会物理存在，当每行的trx_id小于所有活跃的事务id时就会被清除，否则会占用大量的空间，那怎么读99号记录呢，其实是利用了undolog的功能，把这条记录回滚出来的
RC隔离级别下的不可重复读原因
同样的我们来分析一下RC为什么不能可重复读，RC不同于RR，它不是一次事务只生成一个快照，而是每次执行命令都获取一个新的快照，因此，显示的开启事务start transcation with consistent snatshop并不起作用，如图
可能会有疑惑，怎么版本号变成了[99,100,101],事务C得版本号不是102吗，正如我们前面所说start transcation with consistent snatshop并不起作用，所以此时谁先执行命令谁先被分配靠前的ID，所以事务A第一次查询获取99的数据，第二次获取版本号101的数据
至此，我们也看到了MVCC的强大功能，值的一提的是，mysql的快照生成不像redis生成rdb快照那么耗费时间，而是秒级创建快照，就是利用的版本控制功能，利用版本号就实现了快照功能
那么聊了这么多，锁呢？
我们可以看到，前面的一系列动作，好像只是为了解决读读、读写情况下的一致读问题，但是如果遇到了写写问题怎么办呢？
锁的分类
锁总体来分可以分成全局锁、表锁、行锁
全局锁
全局锁，通常用Flush tables with read lock(FTWRL)命令，使得整个库处于只读状态，一般只用来做全库逻辑备份，但这样锁全局会对性能有很大的影响，所以在做备份的时候，可以考虑使用参数–single-transaction，通过开启事务，拿到一致性视图，同步视图
表级锁
表级锁常见的是表锁和元数据锁mdl
表锁：lock tables ...read/write,表锁最大的问题是影响范围太大了
mdl元数据锁：在访问一个表结构时自动加上的，无需显式使用
同时对于mdl锁，读读共享，但是读写互斥
所以mdl锁使用的时候要注意使用顺序,如图
我们可以看到，当第一个读事务还没提交的，这时候表里一直加了mdl读锁，所以后面一旦有写操作，从写操作后面的所有操作都会被阻塞
所以，当我们需要去修改表结构的时候，要注意是否有长事务，如果有长事务就不要去执行修改操作，实在要加，就先kill掉长事务
如果是热点数据，即使kill了也会很快又再次查询怎么办，那也可以在修改命令后添加超时时间，这样短时间没修改就会自动放弃执行命令
行锁
首先介绍行锁前，我们看看什么是两阶段锁
两阶段锁就是，将锁分为封锁阶段和解锁阶段，在事务提交后才会解锁
行锁就是两阶段锁，同样的，表级锁也是两阶段锁
而因为二阶段锁的特性，我们在执行事务时，尽可能把并发度最大，影响范围最广的安排在事务的最后面执行，从而提高并发度
锁和MVCC的配合
那聊到这边，锁到底是怎么配合MVCC的呢？
我们前面也说到，MVCC只是解决了读写一致性的问题，那如果写写呢？比如看这张图，事务B的更新是怎么一个过程？
在判断之前，我们再加一点补充：当前读
当前读是相对于快照读来说的，对于一些对数据有时效性的请求，快照读可能不太适合，于是就有了当前读，读取最新的版本号数据
而对于我们所有的写请求，为了保证写的数据是最新的，都会在写之前自动当前读取最新的快照，同样不光是写，对于上了锁的读请求也会开启当前读
所以对于事务B来说，他在修改前，先发起了当前读，但这时候事务C在写，并且未提交事务，也就是未释放锁，因此发生了冲突，所以事务B的执行要一直等到事务C提交才可以
Next-key lock
同样的，我们刚刚说到当前读会获取最新的快照，那对于select .... For update,那么在一个事务中查询两次，且两次查询期间有新的快照产生，不就发生了幻读了吗？
mysql对于这种现象使用了next-key lock来保证，next-key lock是记录锁和间隙锁的组合，
比如下图，对于page6，其实数据被分成了「10，13），13，（13，17」，当我们对13这个数据修改的时候，mysql就会自动给我们对13加上记录锁，并对周围「10，13），（13，17」上间隙锁，这时候如果有一个插入id=16的命令，就会被阻塞。通过这样的方式，很大程度上解决了幻读问题
当然这样的做法虽然好，但是要谨慎使用，我们知道，如果我们修改一条语句的时候，没有走索引，就会走全表扫描，mysql就得一条一条找，因为不确定哪条是自己要的，所以就得找一条锁住一条，就会给全表加间隙锁，这样就等于把全表都锁住了，非常影响并发，因此要十分的注意
特别补充一点：next-key还有其他的重要用处：比如binlog主从同步可以保证一致性，但我们这边就不展开了
至此，行锁和我们的MVCC就这样结合起来了，他们一起保证了各个事务级别的隔离能力，
当然了除了行级锁，表级锁也有很大的作用，比如两个同时要修改表结构的写操作发生，就可以利用表级锁做保证，当然表级锁一般我们用mdl，不用我们自己操心。
最后，其实各个级别的事务隔离能力并没有绝对的好与坏，还是要结合具体的场景，因地制宜，将每个事务隔离级别都应用在最合适的位置
