1.事务
1.1 什么是事务？
事务是逻辑上的一组操作，组成这组操作的各个逻辑单元，要么一起成功，要么一起失败。
1.2 哪些引擎支持事务
InnoDB支持事务
1.3 事务的四大特性
原子性（Atomicity）:强调事务的不可分割，也就意味着我们对数据库的一系列操作，要么都是成功，要么都是失败。在InnoDB里面，是通过undo log来实现的，它记录了数据修改之前的值（逻辑日志），一旦发生异常，就可以用undo log来实现回滚操作。
一致性（Consistency）:事务执行的前后数据的完整性保持一致。
隔离性（Isolation）:一个事务的执行过程中，不应该受到其他事务的干扰。对隔离性的定义，就是多个事务对表或者行的并发操作，是互不干扰的。通过这种方式，也是保证数据的一致性。
持久性（Durability）:事务一旦提交成功，那么结果就是永久性的，不可能因为我们系统宕机或者重启了数据库的服务器，它又恢复到原来的状态了。持久性是通过redo log 来实现的，我们操作数据的时候，会先写到buffer pool里面，同时记录redo log，如果在刷盘之前出现异常，在重启后就可以读取redo log 的内容，写入到磁盘，保证数据的持久性。实际上还有一个双写缓冲（double write buffer）机制，因为存储引擎和操作系统的页的大小不一致，一个存储引擎page的数据要写4次，如果中间发生异常，造程页数据的不可用，所以，必须把数据备份起来，这个就是双写缓冲。
原子性，隔离性，持久性，最后都是为了实现一致性。
1.4 MySQL中事务的开启
1）自动开启：任意一个增删改的语句，都会开启一个事务，并且是自动提交的。InnoDB里面有一个autocommit的参数（分成两个级别，session级别和global级别）
show variables like 'autocommit';
2）手动开启：通过begin 或者 start transaction 开启一个事务，并且通过commit 或者 rollback 语句提交事务
begin;
update customer set cust_name = '马大炮' where cust_id = 14;
commit;
1. 5 如果不考虑隔离性（事务并发）会带来的读问题：
脏读： 一个事务读到另一个事务未提交的数据。
不可重复读： 同样的SQL语句，得到的查询结果不一样，是因为一个事务读到另一个事务已经提交的update数据。
幻读： 同样的SQL语句，得到的查询结果不一样，是因为一个事务读到另一个事务已提交的insert的数据。
脏读和不可重复读的区别是事务是否提交，不可重复读和幻读的区别是，前者是update、delete，后者是insert。
1.6解决读问题：设置事务的隔离级别
未提交读（Read Uncommitted ）：，一个事务可以读取到其他事务未提交的数据，会出现脏读，所以叫做RU，它没有解决任何的问题。
已提交读（Read Commit）: 一个事务只能读取到其他事务已提交的数据，不能读取到其他事务未提交的数据，它解决了脏读的问题，但是会出现不可重复读和幻读的问题。
可重复读（Repeatable Read ）： 解决了不可重复读的问题，也就是在同一个事务里面多次读取同样的数据结果是一样的，但是在这个级别下，没有定义解决幻读的问题。
串行化（Serializable）： 这个隔离级别里面，所有的事务都是串行执行的，也就是对数据的操作需要排队，已经不存在事务的并发操作了，所以它解决了所有的问题。
事务隔离级别，是数据库专家联合制定的一个标准，由数据库厂商按照这个标准来实现事务隔离，这个标准是SQL 92标准（SQL92，是数据库的一个ANSI/ISO标准。它定义了一种语言（SQL）以及数据库的行为（事务、隔离级别等）。）
P1、P2、P3分别为脏读、不可重复读、幻读。
1.7 MySQL InnoDB对隔离级别的支持
InnoDB实现了上面的四种标准，并且都解决了相应的问题，唯一不同的是InnoDB不需要用Serializable这么高的隔离级别就能解决幻读，InnoDB默认使用的是Repeatable Read的隔离级别
1.8 MySQL实现事务隔离的两大方案
1）LBCC
第一种，读取数据的时候，锁定我们要操作的数据，不允许其他事务修改就行了。这种方案我们叫做基于锁的并发控制Lock Based Concurrency Control(LBCC)。
2）MVCC
在修改数据的时候给它建立一个备份或者叫快照，后面再来读取这个快照就行了。这种方案我们叫做多版本的并发控制Multi Version Concurrency Control（MVCC）。
MVCC的核心思想是：可以查到在这个事务之前已经存在的已提交的数据，即使它在后面被修改或者删除了，和之前查到的数据还是一样，不会改变，在我这个事务之后新增的数据，我是查不到的。可以看一下这个简化的模型来理解MVCC简化模型
在MVCC并发控制中，读操作可以分成两类：快照读 (snapshot read)与当前读 (current read)。快照读，读取的是记录的可见版本 (有可能是历史版本)，不用加锁。当前读，读取的是记录的最新版本，并且，当前读返回的记录，都会加上锁，保证其他事务不会再并发修改这条记录。
在一个支持MVCC并发控制的系统中，哪些读操作是快照读？哪些操作又是当前读呢？以MySQL InnoDB为例：
快照读：简单的select操作，属于快照读，不加锁。(当然，也有例外)
select * from table where ?;
当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，需要加锁。
下面语句都属于当前读，读取记录的最新版本。并且，读取之后，还需要保证其他并发事务不能修改当前记录，对读取记录加锁。其中，除了第一条语句，对读取记录加S锁 (共享锁)外，其他的操作，都加的是X锁 (排它锁)。
select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert into table values (…);
update table set ? where ?;
delete from table where ?;
2 MySQL InnoDB锁的基本类型
2.1 共享锁（Shared Locks）
又称为读锁，简称S锁。共享锁就是多个事务对于同一个数据可以共享一把锁，都能访问到数据，但是只能读不能进行修改
加锁方式：
begin; select cust_name from customer where cust_id = 14 lock in share mode;
释放锁：事务结束，包括提交事务和结束事务。
2.2 排他锁（Exclusive Locks）
又称为写锁，简称X锁。排他锁不能与其他锁并存，如一个事务获取了一个数据行的排他锁，其他事务就不能在获取改行的锁（排他锁、共享锁），只有该获取了排他锁的事务才可以对数据行进行读取和修改。
加锁方式
自动加锁：delete / update / insert 默认加上X锁；
手动加锁：select cust_name from customer where cust_id = 14 for update;
释放锁：事务结束，包括提交事务和结束事务。
用SELECT …LOCK IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT… FOR UPDATE方式获得排他锁。
2.3 意向共享锁（IS）/ 意向排他锁（IX）
意向锁是由数据引擎自己维护的，用户无法手动操作意向锁，相当于一个标志。
意向共享锁（Intention Shared Lock，简称IS锁）
表示事务准备给数据行加入共享锁，也就是说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（Intention Exclusive Lock，简称IX锁）
表示事务准备给数据行加入排他锁，说明事务在一个数据行加排他 锁前必须先取得该表的IX锁。
2.4 行锁的原理
行锁，是通过给索引上的索引项加锁来实现的，如果数据库中没有索引，锁的是聚簇索引，InnoDB中，不可能没有聚簇索引，会将整个表都锁住，因为查询不会使用索引，就会进行全表扫描，然后会把每一个隐藏的聚簇索引都锁住了。
另外，给唯一索引加锁，主键索引项也会被锁住，在辅助索引里面， 索引存储的是二级索引和主键的值。 比如name=4，存储的是name的索引和主键id的值4。而主键索引里面除了索引之外，还存储了完整的数据。所以我们通过辅助索引锁定一行数据的时候，它跟我们检索数据的步骤是一样的，会通过主键值找到主键索引，然后也锁定。
2.5 锁的算法
在理解记录锁、间隙锁、临键锁之前，要先明白这几个概念。
有一张表t2，里面有四条数据
这些数据库里面存在的主键值，我们把它叫做Record，记录，那么这里我们就有4个Record。
根据主键，这些存在的Record隔开的数据不存在的区间，我们把它叫做 Gap，间隙，它是一个左开右开的区间。
间隙（Gap）连同它左边的记录（Record），我们把它叫做临键的区间，它是一个左开右闭的区间。
2.6 记录锁（Record Lock）
当我们对于唯一性的索引（包括唯一索引和主键索引）使用等值查询，精准匹配到一条记录的时候，这个时候使用的就是记录锁。
-- id为主键或者唯一索引
select * from t2 where id = 1;
2.7 间隙锁（Gap Lock）
当我们查询的记录不存在，没有命中任何一个record，无论是用等值查询还是范围查询的时候，它们使用的都是间隙锁，锁住的是间隙。
举个例子，where id >4 and id <7，where id = 6。
注意，间隙锁主要是阻塞插入insert。相同的间隙锁之间不冲突。
Gap Lock 只在 RR 中存在，如果要关闭间隙锁，就是把事务隔离级别设置成RC，并且把innodb_locks_unsafe_for_binlog设置为ON。
这种情况下除了外键约束和唯一性检查会加间隙锁，其他情况都不会用间隙锁。
2.8 临键锁（Next-Key Lock）
当我们使用了范围查询，不仅仅命中了Record记录，还包含了Gap间隙，在这种情况下我们使用的就是临键锁，它是MySQL里面默认的行锁算法，相当于记录锁加上间隙锁。
比如我们使用>5 <9， 它包含了记录不存在的区间，也包含了一个Record 7。
临键锁，锁住最后一个Key的下一个左开右闭的区间。
select*fromt2 where id>5 and id<=7 for update; -- 锁住(4,7]和(7,10]
select*fromt2 where id>8 and id<=10 for update; -- 锁住 (7,10]，(10,+∞)
就是因为InnoDB中使用了Next-Key Lock，所以幻读才不会发生。
3.小结：InnoDB隔离级别的实现
3.1 Read Uncommit
RU隔离级别：不加锁。
3.2 Serializable
Serializable 所有的 select 语句都会被隐式的转化为select …Lock in share mode，会和update、delete互斥。
3.3 Repeatable Read
RR隔离级别下，普通的select使用快照读（snapshot read）,底层使用MVCC来实现。
加锁的select（select … lock in share mode / select … for update）以及更新操作update、delete等语句使用当前读，底层使用记录锁或者间隙锁或者是临键锁。
3.4 Read Committed
RC隔离级别下，普通的select都是快照读，使用MVCC实现。
加锁的select都是用记录锁，因为没有Gap Lock。除了两种特殊情况——外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会使用间隙锁封锁区间。所以RC会出现幻读的问题。
如有不足之处，欢迎指正，谢谢！
