1.修改丢失：两个事务同时修改同一行数据，发生了修改覆盖问题。 2.脏读：A事务读到了B事务还未提交的修改。 3.不可重复读：在避免脏读的前提下，同一个事务中，多次执行相同的查询语句，结果不同。原因是读取到了后续事务新提交的修改。 4.幻读：在避免不可重复读的前提下，两次执行相同的查询语句，发现出现了新的数据行。原因是有后续事务在数据行之间插入了新的数据并提交。
可能你们会觉得上面这些问题都是一个问题，但是仔细想想还是有区别的，解决这些问题的方式也是不一样的，下面先从封锁的角度，提出实现方案，也就是LBCC： 1.修改丢失：修改丢失的本质就是两个事务对同一行数据同时进行了更改，即两个写事务并行，那么我们给修改的数据行加上写锁（X锁、排他锁），事务执行结束再释放写锁，问题就解决了。（一级封锁协议） 2.脏读：读取到了其他事务未提交的数据？事务A对数据行进行了修改，还没有提交，这时候事务B读入了同一个数据行。解决方式，在一级封锁的基础上，读数据要加读锁（S锁、共享锁），读完立刻释放锁（并不是等到事务结束）。这样在其他事务的修改未提交之前，无法读入数据行，避免脏读。（二级封锁协议） 3.不可重复读：同一事务多次读到了其他事务的提交，解决方案，只需要对二级封锁稍微做一下修改，读事务对数据行加读锁，等到事务结束再释放，这样就保证了，在读事务结束之前，其他任何写事务不能修改该数据行。（三级封锁协议） 4.幻读：不可重复读针对的是数据修改（update、delete），因此只要对数据行加上读锁，就能保证在读事务结束之前，该行数据不会被其他事务更新、也不会删除。但是并没有锁住数据行之间的间隙，所以即使加了行锁（读锁、写锁），其他事务也可以插入数据（insert），这就导致了幻读的出现，单单靠行锁无法解决。
1.Record-lock：锁定一条数据上的索引，而不是数据本身，行锁的本质其实就是Record-lock。 2.Gap-lock：间隙锁，锁住索引之间的间隙（开区间），不包含索引本身。 3.Next key-lock：是索引锁和间隙锁的组合，左开右闭的区间，例如（1，2]。
那么Next key-lock如何解决幻读？ 针对Repeatable read及以上的隔离级别（其他两个隔离级别无法解决幻读） 针对上面的图举个例子，假如id是唯一索引（不会重复），那么根本用不到Next key-lock，会退化成Record-lock，因为不可能再插入重复的数据了。 假如id是普通索引，事务A执行了查询语句select * from table where id = 3，那么事务A会为表加上一把Next key-lock，加锁区间为（2，3] + (3, 4] = (2 , 4]。如果查询语句是select * from table where id = 10,你可能会说没有id = 10，这条数据啊？是的，没有也会加锁的，加锁区间是（5，正无穷），而不是（10，正无穷）！ 假如查询的索引恰好在两个间隙锁中间，那么会把两个区间连接起来，假如落在某个区间内，那么就是那个区间，关于区间边界值的处理，MySQL内部可能做了一些调整，不管是开区间还是关区间，保证不会发生幻读就OK。
1.为什么要引入MVCC：可以看到通过LBCC的方式解决最基本的脏读问题都是需要加读锁的，即使是读完立刻释放读锁，也会对并发度造成一定影响；而如果想要解决不可重复读的问题，需要事务结束以后才可以释放读锁，即读写事务序列化执行，然而实际情况，读事务远远多于写事务，采用LBCC的方式去解决脏读和不可重复代价太大了，于是引入了MVCC，采用不需要加锁的快照读，大大提高了并发度。 2.MVCC针对的是Read Committed和Repeatable Read两个隔离级别。 3.快照读：先大概解释一下什么是快照读，对于数据表里面的每一行数据，每次更新都会生成一个快照，快照有一个指针，指向上一个版本的快照，这样读取数据行的时候，读取的是一个合适版本的快照，而不是数据表内的最新数据。 4. Undo 日志
Undo日志就是用来存储快照的，trx_id是修改数据行事务的id，roll_pointer是回滚指针，它将Undo日志里面一个数据行的所有快照连接起来，类似于链表结构，其实快照中除了记录了trx_id和roll_pointer还有一些其他的东西，例如操作类型、标记删除的del字段等，这里就不展开说了。事务的每一个更新操作都会生成上一个版本的快照，并且存储到Undo日志中，一些以后都不会再用到的快照会有一个清理线程进行清理。
5. ReadView
快照读 对于Read Committed和Repeatable Read两个隔离级别，普通的select语句进行的都是不加锁的快照读，例如select * from table where id = 1;会用到ReadView。 当前读 那么顺带说一下什么是不普通的select（当前读）： 同样的查询语句 select * from table where id = 1 for share (MySQL 8写法) select * from table where id = 1 lock in share mode (MySQL 5写法)会加读锁； select * from table where id = 1 for update会加写锁； 加锁的叫做当前读，且会去数据表里面读取最新的版本并返回，不会用到ReadView。 什么是ReadView 事务在进行select操作的时候会生成一个ReadView结构，里面记录了： TRX_IDs{TRX_ID_1, TRX_ID_2,…… }：当前系统所有未提交的事务ID列表； TRX_ID_MIN：上述列表中最小的事务ID号； TRX_ID_MAX：系统下一个要分配的事务ID（注意是下一个要分配的，注意和TRX_ID_MIN的区分）； CREATOR_TRX_ID：当前事务ID；
事务ID的生成时机？ 只进行快照读的事务不会产生事务ID； 只有进行了修改操作才会进行分配。
ReadView如何通过不加锁的方式解决脏读、不可重复读、幻读的 前面已经说过，在进行快照读的时候会生成一个ReadView结构，之后会从最新的数据行版本开始读取。 假如数据行的trx_id < TRX_ID_MIN，说明ReadView生成之前该数据行对应的事务已经提交，则可以使用； 假如trx_id > =TRX_ID_MAX，说明这条记录是ReadView生成之后，新生成的事务提交的修改，则一定不可用； 假如TRX_ID_MIN <= trx_id < TRX_ID_MAX，如果trx_id存在于未提交的事务列表中，则表示该事务未提交，对应的数据行一定不可以使用，如果不在，说明生成ReadView之前该事务已经提交，则可以使用； 通过上面这种方式去版本链中找到一个合适版本的数据行并返回。 如果trx_id等于当前事务ID，说明是自己修改的数据，不管是否提交均可以使用。
ReadView的生成时机 Read Committed隔离级别：一个事务内，每次查询都会生成一个新的ReadView，因此可以读取其他事务新提交的数据，无法解决不可重复读和幻读。 Repeatable隔离级别：一个是事务内，只在第一次查询的时候生成ReadView，之后所有的查询复用第一次的ReadView，如此不管数据表做了任何的操作，由于ReadView不变，则读取到的数据不变。
6.MVCC的Repeatable Read解决了幻读吗？ 这个怎么说都可以，因为ReadView的机制，即使数据表做了任何的修改，快照读的结果都是不变的，宏观上确实是不存在幻读了，但是实际上如果我们总时想要读取最新的数据而使用select * from table where id = 1 for share，那么只靠MVCC是无法解决幻读的问题的，所以才有了上面说的Next key-lock，MVCC加上Next key-lock就在Repeatable Read这个隔离级别上完全的解决了幻读的问题。
