1. 概述
我们的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。接下来，我们会深入讲解这些机制，让大家彻底理解数据库内部的执行原理。
2.事务及其ACID属性
1. ACID
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,事务具有以下4个属性,通常简称为事务的ACID属性。
原子性(Atomicity) ：事务是一个原子操作单元,其对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行。
一致性(Consistent) ：在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规
则都必须应用于事务的修改,以保持数据的完整性。
隔离性(Isolation) ：数据库系统提供一定的隔离机制,保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的,反之亦然。
持久性(Durable) ：事务完成之后,它对于数据的修改是永久性的,即使出现系统故障也能够保持。
2. 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
3. 事务隔离级别
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”,其实都是数据库读一致性问题,必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。
数据库的事务隔离越严格,并发副作用越小,但付出的代价也就越大,因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行,这显然与“并发”是矛盾的。
同时,不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的,比如许多应用对“不可重复读"和“幻读”并不敏感,可能更关心数据并发访问的能力。
常看当前数据库的事务隔离级别:
show variables like 'tx_isolation';
设置事务隔离级别：
set tx_isolation='REPEATABLE-REA
Mysql默认的事务隔离级别是可重复读，用Spring开发程序时，如果不设置隔离级别默认用Mysql设置的隔离级别，如果Spring设置了就用已经设置的隔离级别
3. 锁
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。在数据库中，除了传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外，数据也是一种供需要用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。
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
从对数据操作的粒度分，分为表锁和行锁
从对数据库操作的类型分，分为读锁和写锁(都属于悲观锁)，还有意向锁
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，比如：
select * from T where id=1 lock in share mode
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，数据修改操作都会加写锁，查询也可以通过for update加写锁，比如：
select * from T where id=1 for update
意向锁（Intention Lock）：又称I锁，针对表锁，主要是为了提高加表锁的效率，是mysql数据库自己加的。当有事务给表的数据行加了共享锁或排他锁，同时会给表设置一个标识，代表已经有行锁了，其他事务要想对表加表锁时，就不必逐行判断有没有行锁可能跟表锁冲突了，直接读这个标识就可以确定自己该不该加表锁。特别是表中的记录很多时，逐行判断加表锁的方式效率很低。而这个标识就是意向锁。
意向锁主要分为：
意向共享锁，IS锁，对整个表加共享锁之前，需要先获取到意向共享锁。
意向排他锁，IX锁，对整个表加排他锁之前，需要先获取到意向排他锁。
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。
基本操作
-- 建表SQL CREATE TABLE `mylock` ( `id` INT (11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, `NAME` VARCHAR (20) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE = MyISAM DEFAULT CHARSET = utf8; -- 插入数据 INSERT INTO`test`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('1', 'a'); INSERT INTO`test`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('2', 'b'); INSERT INTO`test`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('3', 'c'); INSERT INTO`test`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('4', 'd');
手动增加表锁
lock table 表名称 read(write),表名称2 read(write);
查看表上加过的锁
show open tables;
删除表锁
unlock tables;
2. MylSAM表读/写锁案例分析
1. 读锁操作
给mylock表加读锁
LOCK TABLE mylock READ;
输出为：
[SQL]-- SHOW OPEN TABLES; LOCK TABLE mylock READ; 受影响的行: 0 时间: 0.001s
当前session和其他session都可以读该表
当前session中插入或者更新锁定的表都会报错，其他session插入或更新则会等待
新打开一个session
INSERT INTO mylock VALUES(5,'e');
此时等待，页面为：
在锁的session中，解锁
unlock TABLE;
插入完成
2. 写锁操作
给mylock表加写锁
LOCK TABLE mylock WRITE;
输出为：
[SQL]LOCK TABLE mylock WRITE; 受影响的行: 0 时间: 0.001s
当前session对该表的增删改查都没有问题，其他session对该表的所有操作被阻塞
在当前session进行插入操作：
INSERT INTO mylock VALUES(6,'f');
输出为：
新打开一个session，进行查询：
SELECT * FROM test.mylock ;
输出为：
在锁的session中，解锁
unlock TABLE;
注意，多次锁表，会卡住，如果这时无法进行操作，可以输入以下命令：
show full processlist;
查看到锁住表的id，然后通过kill id杀掉，这个id即可。
kill 38
案例结论
1、对MyISAM表的读操作(加读锁) ,不会阻塞其他进程对同一表的读请求,但会阻塞对同一表的写请求。只有当
读锁释放后,才会执行其它进程的写操作。
2、对MylSAM表的写操作(加写锁) ,会阻塞其他进程对同一表的读和写操作,只有当写锁释放后,才会执行其它进
程的读写操作
