如何彻底搞懂Mysql事务原理( 三 ) _Mysql

在不通过索引条件查询的时候， InnoDB使用的是表锁！
当表有多个索引的时候,不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行,另外,不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引,InnoDB 都会使用行锁来对数据加锁。
即便在条件中使用了索引字段,但是否使用索引来检索数据是由 MySQL 通过判断不同执行计划的代价来决定的,如果 MySQL 认为全表扫效率更高,比如对一些很小的表,它就不会使用索引,这种情况下 InnoDB 将使用表锁,而不是行锁。因此,在分析锁冲突时, 别忘了检查 SQL 的执行计划（explain查看）,以确认是否真正使用了索引。
三、Mysql的隔离机制Read uncommitted 读未提交：READ UNCOMMITTED级别忽略其它事务放置的锁。使用READ UNCOMMITTED级别运行的事务，能够读取尚未由其它事务提交的改动后的数据值，这些行为称为“脏”读。我们所说的脏读，两个并发的事务，事务A可以读取到事务B未提交的数据。假设事务A回滚，事务B就读取了一行没有提交的数据。这种数据我们觉得是不存在的。
Read committed 读提交：一个事务只能读取另一个事务已经提交的修改。其避免了脏读，但仍然存在不可重复读和幻读问题。大多数数据库的默认级别就是Read committed 。比方Sql Server , Oracle 。
Repeatable read 反复读：该级别指定了在当前事务提交之前，其它不论什么事务均不能够改动或删除当前事务已读取的数据。并发性低于 READ COMMITTED 。由于已读数据的共享锁在整个事务期间持有，而不是在每一个语句结束时释放。这个隔离级别仅仅是说，不可以改动和删除，可是并没有强制不能插入新的满足条件查询的数据行。所以会产生“幻读”；Mysql的默认隔离级别就是Repeatable read
Serializable 串行读：完全串行化的读，每次读都需要获得表级共享锁，读写相互都会阻塞
| 隔离级别 | 读数据一致性 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
| 未提交读（Read uncommitted） | 最低级别隔离，只能保证不读取物理上损坏的数据 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交读（Read committed） | 语句级别 | 否 | 是 | 是 |
| 可重复读（Repeatable read） | 事务级别 | 否 | 否 | 是 |
| 可序列化（Serializable） | 最高级别，事务级 | 否 | 否 | 否 |

脏读(Drity Read)：某个事务已更新一份数据，另一个事务在此时读取了同一份数据，由于某些原因，前一个RollBack了操作，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。
不可重复读(Non-repeatable read)：在一个事务的两次查询之中数据不一致，这可能是两次查询过程中间插入了一个事务更新了原有的数据。不可重复读主要针对的是update与delete
幻读(Phantom Read)：在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例如有一个事务查询了几列(Row)数据，而另一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据是它先前所没有的。幻读主要是针对insert；

1、mysql解决幻读的方式：MVCC
在InnoDB中，会在每行数据后添加两个额外的隐藏的值来实现MVCC ，这两个值一个记录这行数据何时被创建，另外一个记录这行数据何时过期（或者被删除）。在实际操作中，存储的并不是时间，而是事务的版本号，每开启一个新事务，事务的版本号就会递增。在可重读Repeatable reads事务隔离级别下：

SELECT时，读取创建版本号<=当前事务版本号，并且会移除版本号为空或>当前事务版本号的数据行。
INSERT时，保存当前事务版本号为行的创建版本号
DELETE时，保存当前事务版本号为行的删除版本号
UPDATE时，插入一条新纪录，保存当前事务版本号为行创建版本号，同时保存当前事务版本号到原来删除的行

举例说明MVCC如何避免幻读的：事务A读取age<20的数据，返回5条， Mysql为其创建的事务版本号是10001；此时事务B插入age=18的一条数据， Mysql为其创建的事务版本号是10001；紧接着事务A再次查询age<20的数据，返回依然是5条，也就是事务B新插入的数据对于事务A来说是隔离的。