MVCC(Multi-Version Concurrent Control)：多版本并发控制，只作用于RC和RR隔离级别，主要是为了避免脏读、非重复读，而非幻读，很多文章说通过MVCC避免幻读，其实这种说法是不完善的，RR隔离级别是通过next-key lock 来避免幻读。
优点：避免了许多需要加锁的情形
缺点：需要维护每行记录版本号，造成额外资源消耗
事物四种隔离级别：
我们采用什么隔离级别？
四种隔离级别的锁粒度由小到大，并发性能由优到差，所以采用哪种隔离级别需要根据业务情况来定。目前采用较多的就是RC和RR两种，RR为默认隔离级别。
脏读所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果不可重复读同一个事务执行过程中，另外一个事务提交了新数据，因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致幻读当事物A查询某一范围的数据时，另一个事务B又在该范围内插入了新行并作了提交，此时事物A看不到新行，却在新行做了更新操作，此时事物A再查询会看到新行，就想产生了幻觉一样。
怎么避免脏读、不可重复读、幻读？
采用RR隔离级别，结合MVCC特性，可以避免脏读、非重复读，有些文章说MVCC用来避免幻读，其实这是不准确的，MVCC通过多版本并发控制来避免非重复读，像幻读定义所说的情况即使有MVCC还是会存在。RR隔离级别是通过禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog，在搜索和扫描索引的时候使用next-key locks来避免幻读（下面有对锁说明）。也就是为什么RR隔离级别下，非主键索引DML的操作并发性能会下降的原因了。
为了减少Next-key lock影响，可以设置innodb_locks_unsafe_for_binlog=1，就是disable Next-Key lock，但是并不建议。
想要真正避免幻读只能采取serializable串行化隔离级别，因为都要加表级共享锁或排他锁，所以性能会很差，一般不会采用。
MVCC如何避免非重复读：
MVCC为查询提供了一个基于时间的点的快照。这个查询只能看到在自己之前提交的数据，而在查询开始之后提交的数据是不可以看到的。
在每行记录后面记录两个隐藏的列，一个记录创建时间，一个记录删除时间，记录的是版本号，这里可以理解为事物号。
INSERT：Innodb 为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号；
DELETE：Innodb 为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识；
UPDATE：Innodb 为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。
示例：特殊幻读
Session A:Session B:begin;begin;insert into test6(id,name) values(11,’aa’);
update test6 set name=’JJ’ wher eid=10;
commit;
select * from test6;（第一次查询）
| 8 | h |
| 9 | I |
| 10 | j |
update test6 set name=’AA’ where id=11; (更新了它并没有看到的行)select * from test6;（第二次查询）
| 8 | h |
| 9 | I |
| 10 | j |
| 11 | AA |
commit;select * from test6;（第三次查询）
| 8 | h |
| 9 | I |
| 10 | JJ |
| 11 | AA |
Session A的第二次查询中出现了一个不存在的值，这里Session A的第一次、第二次读，均为快照读，而且是在同一个事务中。但是Session B先插入直接提交，此时A再update，update属于当前读，所以可以作用于新插入的行，并且将修改行的当前版本号设为Session A的事务号，所以第二次的快照读，是可以读取到的，因为同事务号。这种情况符合MVCC的规则，如果要称为一种幻读也非不可，算为一个特殊情况来看待。
RR隔离级别下锁介绍
Record Lock：
在主键或唯一索引上对单行记录加锁
Gap Lock：
针对非唯一索引而言，锁定一个范围的记录，但不包括记录本身。锁加在未使用的空闲空间上，可能是两个索引记录之间，也可能是第一个索引记录之前或最后一个索引之后的空间。
如果更新两端的记录会影响到间隙锁，那么操作会被挂起，等待间隙锁释放。
比如锁定范围（4，7），update table set v1=6 where v1=1; 虽然1不在此范围，但是6在（4，7）范围还是会锁定。
Next-Key Lock：
针对非唯一索引而言，行记录锁与间隙锁组合起来用就叫做Next-Key Lock。锁定一个范围，并且锁定记录本身。对于行的查询，都是采用该方法，主要目的是解决幻读的问题。
通过一个例子介绍间隙锁
表test5中存在如下数据：
select * from test5 where v1=45 for update; 对v1=45的行加X锁，此时会对(40,45][45,50)加间隙锁，其他事物不能操作在此范围内的数据。
但是为什么在左侧值为40，右侧值为50的时候，有时候操作会被挂起，有时候操作不会挂起呢？
update table set v1=41 where v1=40;41在(40，50)范围会被锁定。
update table set v1=39 where v1=40; 39不在(40，50)范围不会被锁定。
update table set v1=42 where v1=1; 42在(40，50)范围会被锁定。
update table set v1=30 where v1=45; 30不在(40，50)范围，但是45行上面存在的行级record lock，45行记录也被加了锁。
insert into table(id,name) values(14,40);可以插入
insert into table(id,name) values(20,40);不可以插入
insert into table(id,name) values(13,50);不可以插入
insert into table(id,name) values(21,40);可以插入
当插入左侧值的时候，即插入v1=40的时候，要求插入的id值小于id=16的范围。当v1=40的记录有多条的时候，插入的id值要小于其中的最大id值。则可以成功插入；
当插入右侧值的时候，即插入v1=50的时候，要求插入的id值要大于id=18的范围。当v1=50的记录有多条的时候，插入的id值要大于其中的最小id值。则可以成功插入。
所以为什么RR隔离级别下并发性能会有所下降，就是因为存在间隙锁。我们应该尽量使用主键或唯一索引，因为唯一索引会把Next-Key Lock降级为Record Lock。
AUTO-INC Lock：
只针对存在主键的insert操作，由innodb_autoinc_lock_mode参数决定锁粒度。
在了解自增锁前需要知道mysql都有哪些insert操作：
INSERT-like所有可以向表中增加行的语句Simple inserts可以预先确定要插入的行数insert…values…Bulk inserts事先不知道要插入的行数（INSERT…SELECT,REPLACE…SELECT,LOAD DATA）Mixed-mode inserts一些是“Simple inserts”语句但是有一些是null的自增值innodb_autoinc_lock_mode= 0 传统锁定模式（所有insert采用传统AUTO-INC机制），所有“INSERT-like”语句获得一个特殊的表级AUTO-INC锁，在存在自增列的表获得一个特殊的表级AUTO-INC锁，(statement-based replication)操作是安全。
innodb_autoinc_lock_mode= 1 默认锁定模式（bulk-insert采用表级锁）
“bulk inserts”仍然使用AUTO-INC表级锁,并保持到语句结束；“Simple inserts”（要插入的行数事先已知）通过在mutex（轻量锁）的控制下获得所需数量的自动递增值来避免表级AUTO-INC锁，只在分配的时间内持有，不是整个语句，(statement-based replication)操作是安全。
innodb_autoinc_lock_mode= 2 轻量锁定模式(所有insert采用轻量级）
所有类INSERT(“INSERT-like” )语句都不会使用表级AUTO-INC lock，"批量插入"时，在由任何给定语句分配的自动递增值中可能存在间隙，(statement-based replication)操作是不安全。
可以汇总为如下表格：
示例：innodb_autoinc_lock_mode= 1时不连续
创建一个表id为自增主键：
CREATE TABLE `test6` (
id int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, name int(11), modified TIMESTAMP DEFAULT CURRENT_TIMESTAMP ON UPDATE CURRENT_TIMESTAMP, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8;
先插入一条记录，然后再多次自插入数据，发现id没有5、10~12，如下：
这种情况就是上面锁说的，insert…select…属于Bulk insert，不能预判要插入多少条数据，所以在自增值分配上每次都会按照2^n-1分配：
第一次，先分配一个自增值，因为只有一条数据，正好
第二次，先分配一个自增值3，发现还有数据，继续按2^n-1分配，分配4、5，此时只剩一条数据4，但5已经被分配出去。
第三次，因为5已经被分配出去，此时只能从6开始，以此类推。
Dead lock：
是指两个或两个以上的进程在执行过程中，因争夺资源而造成的一种互相等待的现象。
死锁检测开关innodb_deadlock_detect 5.7.15后引入，关闭会提升性能，一般应用在秒杀等场景。
出现死锁场景很多，绝大多数是高并发下同时操作一行数据，加锁顺序相反引起。
先删再插，两条insert当需要进行唯一性冲突检测时，需要先加一个S锁，也会产生死锁。
那么对应的解决死锁问题的关键就是：让不同的session加锁有次序。
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