现在发起一个逻辑备份。假设备份期间，有一个用户，他购买了一门课程，业务逻辑里就要扣掉他的余额，然后往已购课程里面加上一门课。如果时间顺序上是先备份账户余额表 (u_account)，然后用户购买，然后备份用户课程表 (u_course)，会怎么样呢？你可以看一下这个图：
可以看到，这个备份结果里，用户 A 的数据状态是“账户余额没扣，但是用户课程表里面已经多了一门课”。如果后面用这个备份来恢复数据的话，用户 A 就发现，自己赚了，也就是说，不加锁的话，备份系统备份的得到的库不是一个逻辑时间点，这个视图是逻辑不一致的
前面讲事务隔离的时候，有一个方法能够拿到一致性视图的，就是在可重复读隔离级别下开启一个事务，官方自带的逻辑备份工具是 mysqldump。当 mysqldump 使用参数–single-transaction 的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。而由于 MVCC 的支持，这个过程中数据是可以正常更新的，一致性读是好，但前提是引擎要支持这个隔离级别，InnoDB支持而 MyISAM不支持
MySQL 里面表级别的锁有两种：一种是表锁，一种是元数据锁（meta data lock，MDL)
表锁的语法是 lock tables … read/write。与 FTWRL 类似，可以用 unlock tables 主动释放锁，也可以在客户端断开的时候自动释放。需要注意，lock tables 语法除了会限制别的线程的读写外，也限定了本线程接下来的操作对象。
举个例子, 如果在某个线程 A 中执行 lock tables t1 read, t2 write; 这个语句，
- 其他线程写 t1、读写 t2 的语句都会被阻塞。
- 线程 A 在执行 unlock tables 之前，也只能执行读 t1、读写 t2 的操作。连写 t1 都不允许，自然也不能访问其他表。
加上读锁，不会限制别的线程读，但会限制别的线程写。加上写锁，会限制别的线程读写，在还没有出现更细粒度的锁的时候，表锁是最常用的处理并发的方式。而对于 InnoDB 这种支持行锁的引擎，一般不使用 lock tables 命令来控制并发，毕竟锁住整个表的影响面还是太大
MDL 不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。MDL 的作用是，保证读写的正确性。你可以想象一下，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，删了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。因此，在 MySQL 5.5 版本中引入了 MDL，当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁
- 读锁之间不互斥，因此你可以有多个线程同时对一张表增删改查。
- 读写锁之间、写锁之间是互斥的，用来保证变更表结构操作的安全性。因此，如果有两个线程要同时给一个表加字段，其中一个要等另一个执行完才能开始执行
给一个表加字段，或者修改字段，或者加索引，需要扫描全表的数据。这往往会导致不可预知的问题：
我们可以看到 session A 先启动，这时候会对表 t 加一个 MDL 读锁。
- 由于 session B 需要的也是 MDL 读锁(因为读锁是共享锁)，因此可以正常执行。
- 之后 session C 会被 blocked，是因为 session A 的 MDL 读锁还没有释放，而 session C 需要 MDL 写锁，因此只能被阻塞
- 之后所有要在表 t 上新申请 MDL 读锁的请求也会被 session C 阻塞。mysql server 端对于sessionC,D有一个队列决定谁先执行
前面我们说了，所有对表的增删改查操作都需要先申请 MDL 读锁，就都被锁住，等于这个表现在完全不可读写了。如果某个表上的查询语句频繁，而且客户端有重试机制，也就是说超时后会再起一个新 session 再请求的话，这个库的线程很快就会爆满。
事务中的 MDL 锁，在语句执行开始时申请，但是语句结束后并不会马上释放，而会等到整个事务提交后再释放，梦幻联动到我们对长事务的探索，长事务坏处：1、导致undo log过多，占用存储空间 2、获取的锁要等到事务结束才释放，有可能会阻塞请求或者线程爆满
比较理想的机制是，在 alter table 语句里面设定等待时间，如果在这个指定的等待时间里面能够拿到 MDL 写锁最好，拿不到也不要阻塞后面的业务语句，先放弃。之后开发人员或者 DBA 再通过重试命令重复这个过程，其实就是我们在并发中学到的RetreenedLock等待可中断、超时放弃锁的机制，所以其实机制一通百通
意向锁的作用就是当一个事务在需要获取资源锁定的时候，如果遇到自己需要的资源已经被排他锁占用的时候，该事务可以需要锁定行的表上面添加一个合适的意向锁。
- 如果自己需要一个共享锁，那么就在表上面添加一个意向共享锁。
- 而如果自己需要的是某行（或者某些行）上面添加一个排他锁的话，则先在表上面添加一个意向排他锁。
- 这里的意向锁是表级锁，表示的是一种意向，仅仅表示事务正在读或写某一行记录，在真正加行锁时才会判断是否冲突。意向锁是InnoDB自动加的，不需要用户干预
意向共享锁可以同时并存多个，但是意向排他锁同时只能有一个存在
- 意向共享锁（IS）： 表示事务准备给数据行记入共享锁，事务在一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁
- 意向排他锁（IX）： 表示事务准备给数据行加入排他锁，事务在一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
当一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之如果请求不兼容，则该事物就等待锁释放
MySQL 的行锁是在引擎层由各个引擎自己实现的。但并不是所有的引擎都支持行锁，比如 MyISAM 引擎就不支持行锁。不支持行锁意味着并发控制只能使用表锁，对于这种引擎的表，同一张表上任何时刻只能有一个更新在执行，这就会影响到业务并发度。InnoDB 是支持行锁的，这也是 MyISAM 被 InnoDB 替代的重要原因之一
顾名思义，行锁就是针对数据表中行记录的锁。这很好理解，比如事务 A 更新了一行，而这时候事务 B 也要更新同一行，则必须等事务 A 的操作完成后才能进行更新
在下面的操作序列中，事务 B 的 update 语句执行时会是什么现象呢？假设字段 id 是表 t 的主键
这个问题的结论取决于事务 A 在执行完两条 update 语句后，持有哪些锁，以及在什么时候释放。可以验证一下：实际上事务 B 的 update 语句会被阻塞，直到事务 A 执行 commit 之后，事务 B 才能继续执行，其实事务 A 持有的两个记录的行锁，都是在 commit 的时候才释放的
在 InnoDB 事务中，行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议，所以如果事务中需要锁多个行，要把最可能造成锁冲突、最可能影响并发度的锁尽量往后放，假设顾客A、C要在电影院B买票。
- 从顾客 A 账户余额中扣除电影票价；
- 给影院 B 的账户余额增加这张电影票价；
- 记录一条交易日志。
也就是说，要完成这个交易，我们需要 update 两条记录，并 insert 一条记录。当然，为了保证交易的原子性，我们要把这三个操作放在一个事务中。
那么，你会怎样安排这三个语句在事务中的顺序呢？试想如果同时有另外一个顾客 C 要在影院 B 买票，那么这两个事务冲突的部分就是语句 2 了。因为它们要更新同一个影院账户的余额，需要修改同一行数据。根据两阶段锁协议，不论你怎样安排语句顺序，所有的操作需要的行锁都是在事务提交的时候才释放的。所以，如果把语句 2 安排在最后，比如按照 3、1、2 这样的顺序，那么影院账户余额这一行的锁时间就最少。这就最大程度地减少了事务之间的锁等待，提升了并发度。
按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。因此，一个事务只需要在启动的时候声明说，
- “以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认；
- 如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本”。
当然，如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的
在实现上， InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。数组里面事务 ID 的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）
这样，对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的 row trx_id（对一个数据的操作ID），有以下几种可能：
- 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
- 如果落在黄色部分，那就包括两种情况
- a. 若 row trx_id 在活跃数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
- b. 若 row trx_id 不在活跃数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。
- 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；事务ID一定大于当前。
我们举个例子，假如事务ID从【90,100】，其中90,91,93,95,98,99,100已提交，则活跃事务ID数组为【92,96,97】，低水位为92，当前事务为94，高水位为101。则可以进行如下划分：
- 绿色区域，低水位之前已提交的事务ID，90,91可见。包括当前事务虽然未提交刚开启，但是自身可见，94可见
- 黄色区域，低水位到高水位之间，剩下的【92,100】，这一系列事务ID，分为两类
- a. 若 row trx_id 在活跃数组中，【92,96,97】不可见。
- b. 若 row trx_id 不在活跃数组中，93,95,98,99,100均可见
- 红色区域，未开始的事务101及以后的事务ID都不可见
以上就是一致性视图的使用规范。对于上边的行数据版本链问题，低水位是18，则在所有版本的数据中，trx_id低于18的版本都可见，所以值为11肯定是可见的，有了这个声明后，系统里面随后发生的更新，是不是就跟这个事务看到的内容无关了呢？因为之后的更新，生成的版本一定属于上面的 3或者 2(a) 的情况，而对它来说，这些新的数据版本是不存在的，所以这个事务的快照，就是“静态”的了
接下来，我们继续看一下开始提出问题的三个事务，分析下事务 A 的语句返回的结果，为什么是 k=1。这里，我们不妨做如下假设：
- 事务 A 开始前，系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99；
- 事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102，且当前系统里只有这四个事务；
三个事务开始前，(1,1）这一行数据的 row trx_id 是 90。这样，事务 A 的视图数组就是**[99,100], 事务 B 的视图数组是[99,100,101], 事务 C 的视图数组是[99,100,101,102]**。为了简化分析，我先把其他干扰语句去掉，只画出跟事务 A 查询逻辑有关的操作：
- 从图中可以看到，第一个有效更新是事务 C，把数据从 (1,1) 改成了 (1,2)。这时候，这个数据的最新版本的 row trx_id 是 102，而 90 这个版本已经成为了历史版本
- 第二个有效更新是事务 B，把数据从 (1,2) 改成了 (1,3)。这时候，这个数据的最新版本（即 row trx_id）是 101，而 102 又成为了历史版本
在事务 A 查询的时候，其实事务 B 还没有提交，但是它生成的 (1,3) 这个版本已经变成当前版本了。但这个版本对事务 A 必须是不可见的，否则就变成脏读了
好，现在事务 A 要来读数据了，它的视图数组是[99,100]。当然了，读数据都是从当前版本读起的。所以，事务 A 查询语句的读数据流程是这样的：
- 找到 (1,3) 的时候，判断出 row trx_id=101，比高水位大，处于红色区域，不可见；
- 接着，找到上一个历史版本，一看 row trx_id=102，比高水位大，处于红色区域，不可见；
- 再往前找，终于找到了（1,1)，它的 row trx_id=90，比低水位小，处于绿色区域，可见。
这样执行下来，虽然期间这一行数据被修改过，但是事务 A 不论在什么时候查询，看到这行数据的结果都是一致的，所以我们称之为一致性读，一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况：
- 版本未提交，不可见；
- 版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；
- 版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见。
现在，我们用这个规则来判断查询结果
- 事务 A 的查询语句的视图数组是在事务 A 启动的时候生成的，这时候：(1,3) 还没提交，属于情况 1，不可见；
- (1,2) 虽然提交了，但是是在视图数组创建之后提交的，属于情况 2，不可见
- (1,1) 是在视图数组创建之前提交的，可见。
去掉数字对比后，只用时间先后顺序来判断，分析起来是不是轻松多了。所以，后面我们就都用这个规则来分析
事务 B 的 update 语句，如果按照一致性读，好像结果不对？事务 B 的视图数组是先生成的，之后事务 C 才提交，不是应该看不见 (1,2) 吗，怎么能算出 (1,3) 来
是的，如果事务 B 在更新之前查询一次数据，这个查询返回的 k 的值确实是 1
但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务 C 的更新就丢失了。因此，事务 B 此时的 set k=k+1 是在（1,2）的基础上进行的操作。所以，这里就用到了这样一条规则：更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为当前读（current read）
因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是 (1,2)，更新后生成了新版本的数据 (1,3)，这个新版本的 row trx_id 是 101。所以，在执行事务 B 查询语句的时候，一看自己的版本号是 101，最新数据的版本号也是 101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的 k 的值是 3。有点像Java的volatile机制。
这里我们提到了一个概念，叫作当前读。其实，除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。所以，如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下，加上 lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的 k 的值是 3。下面这两个 select 语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）
mysql> select k from t where id=1 lock in share mode;
mysql> select k from t where id=1 for update;
言归正传，假设事务 C 不是马上提交的，而是变成了下面的事务 C’，会怎么样呢？
事务 C’的不同是，更新后并没有马上提交，在它提交前，事务 B 的更新语句先发起了。前面说过了，虽然事务 C’还没提交，但是 (1,2) 这个版本也已经生成了，并且是当前的最新版本。那么，事务 B 的更新语句会怎么处理呢？
事务 C’没提交，也就是说 (1,2) 这个版本上的写锁还没释放。而事务 B更新时 是当前读，必须要读最新版本，而且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务 C’释放这个锁，才能继续它的当前读
在 MySQL 中，事务支持是在引擎层实现的。MySQL 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，这也是 MyISAM 被 InnoDB 取代的重要原因之一
