InnoDB事务隔离级别实现原理
数据库一般都会并发执行多个事务，多个事务可能会并发的对相同的一批数据进行增删改查操作，可能就会导致我们说的脏写、脏读、不可重复读、幻读这些问题。
这些问题的本质都是数据库的多事务并发问题，为了解决多事务并发问题，数据库设计了事务隔离机制、锁机制、MVCC多版本并发控制隔离机制，用一整套机制来解决多事务并发问题。
1.并发事务带来的问题以及事务隔离级别
并发事务处理带来的问题：
- 更新丢失(Lost Update)或脏写
当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题–最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。 - 脏读（Dirty Reads）
一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致的状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此作进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象的叫做“脏读”。
一句话：事务A读取到了事务B已经修改但尚未提交的数据，还在这个数据基础上做了操作。此时，如果B事务回滚，A读取的数据无效，不符合一致性要求。 - 不可重读（Non-Repeatable Reads）
一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
一句话：事务A内部的相同查询语句在不同时刻读出的结果不一致，不符合隔离性 - 幻读（Phantom Reads）
一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
一句话：事务A读取到了事务B提交的新增数据，不符合隔离性
上述“脏读”、“不可重复读”和“幻读”可以通过不同的事务隔离级别来解决：
2.RC RR隔离级别是怎样实现的？
在可重复读隔离级别Repeatable read，当事务开启，执行任何查询sql时会生成当前事务的一致性视图read-view，该视图在事务结束之前都不会变化，这个视图由执行查询时所有未提交事务id数组（数组里最小的id为min_id）和已创建的最大事务id（max_id）组成，事务里的任何sql查询结果需要从对应版本链里的最新数据开始逐条跟read-view做比对从而得到最终的快照结果。
如果是读已提交隔离级别Read committed在每次执行查询sql时都会重新生成。
2.1 MVCC
Mysql在可重复读隔离级别下如何保证事务较高的隔离性，我们上节课给大家演示过，同样的sql查询语句在一个事务里多次执行查询结果相同，就算其它事务对数据有修改也不会影响当前事务sql语句的查询结果。
这个隔离性就是靠MVCC(Multi-Version Concurrency Control)机制来保证的，对一行数据的读和写两个操作默认是不会通过加锁互斥来保证隔离性，避免了频繁加锁互斥，而在串行化隔离级别为了保证较高的隔离性是通过将所有操作加锁互斥来实现的。
undo日志版本链是指一行数据被多个事务依次修改过后，在每个事务修改完后，Mysql会保留修改前的数据undo回滚日志，并且用两个隐藏字段trx_id和roll_pointer把这些undo日志串联起来形成一个历史记录版本链。
版本链比对规则：
- 1）如果 row 的 trx_id 落在绿色部分( trx_id<min_id )，表示这个版本是已提交的事务生成的，这个数据是可见的；
- 2）如果 row 的 trx_id 落在红色部分( trx_id>max_id )，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是不可见的(若 row 的 trx_id 就是当前自己的事务是可见的）；
- 3）如果 row 的 trx_id 落在黄色部分(min_id <=trx_id<= max_id)，那就包括两种情况
a. 若 row 的 trx_id 在视图数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见(若 row 的 trx_id 就是当前自己的事务是可见的)；
b. 若 row 的 trx_id 不在视图数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。
3.锁机制
InnoDB使用不同的锁策略(Locking Strategy)以及MVCC机制来实现不同的隔离级别。
- 读未提交(Read Uncommitted)
事务在读数据的时候不对数据加锁。
事务在修改数据的时候只对数据增加行级共享锁。 - 读已提交(Read Committed)
普通读是快照读，这是一种不加锁的一致性读，底层使用MVCC实现。
加锁的select, update, delete等语句，除了在外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会封锁区间，其他时刻都只使用记录锁。 - 可重复读(Repeatable Read)
普通的select使用快照读。
加锁的select（select…in share mode/select…for update），update，delete等语句，它们的锁，依赖于它们是否在唯一索引上使用了唯一的查询条件，或者范围查询条件：
1）在唯一索引上使用唯一的查询条件，会使用记录锁，而不会封锁记录之间的间隔，即不会使用间隙锁与临键锁。
2）范围查询条件为非唯一值时，会使用临键锁，锁住索引记录之间的范围，避免范围间插入记录，以避免产生幻读，以及避免不可重复读。 - 串行化（Serializable）
这种事务隔离级别下，所有select语句会被隐式的转化为select…in share mode。
这会导致，如果有未提交的事务正在修改某些行，所有读取这些行的操作都会被阻塞。
3.1 锁分类
- 从性能上分为乐观锁(用版本对比来实现)和悲观锁
- 从对数据库操作的类型分，分为读锁和写锁(都属于悲观锁)
读锁（共享锁，S锁(Shared)）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响
写锁（排它锁，X锁(eXclusive)）：当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁 - 从对数据操作的粒度分，分为表锁和行锁
表锁：每次操作锁住整张表。开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低；一般用在整表数据迁移的场景。
无索引行锁会升级为表锁(RR级别会升级为表锁，RC级别不会升级为表锁)。
3.2 行锁
每次操作锁住一行数据。开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。
间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效。
临键锁(Next-key Locks)是行锁与间隙锁的组合。
3.3 锁优化建议
- 尽可能让所有数据检索都通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁
- 合理设计索引，尽量缩小锁的范围
- 尽可能减少检索条件范围，避免间隙锁
- 尽量控制事务大小，减少锁定资源量和时间长度，涉及事务加锁的sql尽量放在事务最后执行
- 尽可能低级别事务隔离
