mysql事务隔离与原理
事务遇到的问题
数据库的隔离级别会遇到下面三个问题，分别是脏读，不可重复读，幻读。
脏读：
事务A读取到事务B尚未提交的数据，这是不能接受的，如果事务B后面回滚了，事务A就相当于读取到了不存在的脏数据。
不可重复读：
指事务A读取一条数据 “name=张三”，然后事务B修改了该条数据“update name=李四”并提交，事务A再次读取时发现name被修改了。这在有些情况下是能接受的，有些情况下是不能接收的，要根据业务需求来。
幻读：
与不可重复读类似，A先读取“where id > 10”查询出2条数据，此时B插入一条数据并提交，然后A再次读取时发现读取到了三条数据，读取到了幻行，和不可重复读类似，只是关注的点不一样，一个关注数据内容的变化，一个关注数据数量的变化。
事务隔离级别
上面描述的问题在有的业务场景下不允许发生，但在有的业务场景下确是允许发生的，所以mysql提供了四种事务隔离级别，能够由程序员自己根据业务需求配置mysql，选择哪种隔离级别。
四种隔离级别分别是，读未提交，读已提交，可重复读，序列化。
读未提交级别Read Uncommitted：
允许读取其他事务未提交的数据，也就是允许上面那三种现象的发生。
读已提交Read Committed：
允许读取已经提交的数据，未提交的不能读取，这能解决脏读问题，但是无法解决不可重复读和幻读的问题。
可重复读Repeatable Read：
不允许读取到其他事务已提交的数据，第一次读取时建立当前数据的快照，下次读取仍读取该快照，这样读取到的内容就不会受其他事务插入或修改的数据影响了。
串行化Serializable：
事务的提交串行化，可以解决上面所有的问题。
mvcc快照原理
每行数据保存两个隐藏的列，分别是创建时的版本号和删除时的版本号。
进行查询时只查询创建版本号小于等于当前事务，且删除版本号为空或大于当前事务的数据。
进行更新时将数据的删除版本号设置为当前值，并复制一条数据进行更新，将创建版本号设为当前事务的
删除时将删除版本号设置当前事务
行锁和间隙锁
如果当前数据库数据如下（id添加主键索引，number添加普通索引）：
| id | number |
|---|---|
| 0 | 0 |
| 1 | 1 |
| 2 | 2 |
| 5 | 5 |
| 7 | 7 |
如果事务A执行下面语句，就会对id = 2这一条语句加行锁，其他事务无法修改或删除该条数据。
select * from table where id = 2 for update
如果事务A执行下面的语句，将会对 id>2 的部分添加行锁，这里分别是id=5和id=7，除此之外还会对（7 - max）添加间隙锁，为什么是间隙锁而不是行锁呢，因为此时（7-max）的数据还不存在，也就不能添加行锁了，只能使用间隙锁，锁住暂时不存在的数据的索引间隙。
select * from table where id > 2 for update
上面只是间隙锁对唯一索引上的规则，如果是普通索引会有不一样的行为。
select * from table where number = 2 for update
执行这条语句，他与上面不同的是他是查询的number字段而不是id，此时它不但会锁定number = 2这条数据，还会添加间隙锁，锁住number处于 （1-2）（2-5]之间的number字段数据。
那么如果number<=1 或者 number >5就能正常修改吗，当然也不一定。还需要满足id的限制。因为number作为二级索引，其下层是以一对多的形式存储主键id的，这里gap锁的左端记录是（1，1），右边数据是（5，5），不仅要求number满足范围条件，也需要id满足条件。
如果number <=1，虽然number的锁满足了，但需要id在区间（-max , 1]
如果number>5 则需要id在区间 （5 , max）
再看一个间隙锁的例子
CREATE TABLE `ttt` (
`uid` varchar(18) NOT NULL DEFAULT '',
`gap` int NOT NULL ,
`name` VARCHAR(10),
PRIMARY KEY (`uid`),
KEY `gap` (`gap`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into `ttt` values ('11111',1,'a1');
insert into `ttt` values ('11113',3,'a3');
insert into `ttt` values ('11115',5,'a5');
insert into `ttt` values ('11117',7,'a7');
insert into `ttt` values ('11119',9,'a9');
##锁定gap = 3 的记录
BEGIN;
select * from `ttt` where `gap`=3 for update;
锁定gap=3的记录后，同时加在gap上的间隙锁是 (1,5],加在id上的间隙锁是(11111,11115],即其他事务插入的记录必须在 （1，11111）左边或 （5，11115）右边，一下是测试结果。
insert into `ttt` values ('11110',0,'a6'); ##success 因为在（1，11111）左边
insert into `ttt` values ('11110',1,'a6'); ##success 因为在（1，11111）左边
insert into `ttt` values ('11112',1,'a6'); ##block 因为在（1，11111）（5，11115）区间内
insert into `ttt` values ('11110',2,'a6'); ##block 因为在（1，11111）（5，11115）区间内
insert into `ttt` values ('11114',5,'a6'); ##block 因为在（1，11111）（5，11115）区间内
insert into `ttt` values ('11116',5,'a6'); ##success 因为在（5，11115）右边
从这个例子中能清楚的展示，二级索引的next-lock，不是只锁定二级索引对应的字段，而是更加细分到具体id，即使二级索引字段在gap锁范围内，但id在范围外也是可以的。
总结
mysql使用next-lock解决尽量小范围内加锁问题，加锁后被锁定的范围就不能被修改和新增。
使用mvcc解决不可重复读和幻读问题，这里与锁无关，通过事务版本号和删除版本号，这样就不能读取后面事务做的修改了，但是仅限于快照读，如果发生当前读仍然会读取其他事务做的修改。
这种特性有时还蛮坑的，需要注意。
例1，比如事务1查询 age = 10 的记录共10条，事务2修改了其中一条的age，这时快照读读到的仍是10条，当前读读到的就是9条，如果按照age更新就只能更新9条，此时再次当前读还是10条会发现有一条不会被更新。
例2，比如事务1查询age = 10 的记录共10条，事务2新增一条age = 10的记录，这时快照读仍是10条，但当前读读到的是11条，发生过一次当前读后再使用快照读就变成11条了。
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