后面探索了 mysql 的数据结构和索引，本文咱们来学习一下 mysql 中事务和锁方面的常识。总结了一些点，不便温故知新
事务
1. ACID 四大个性
Atomicity：原子性
事务中的操作要么全副胜利要么全副失败
Consistency：一致性
一个事务在执行前后，数据库都必须放弃一致性，数据库只蕴含胜利提交事务的后果
Isolation：隔离性
事务的执行是互相隔离的，不被烦扰的
Durability：持久性
事务提交后，对数据的批改必须是永恒保留的
2. 隔离级别
未提交读（READ UNCOMMITTED）事务能够读取其余未提交事务中批改的数据，会产生脏读，不可反复读，幻读
已提交读（READ COMMITTED）事务只能读取其余已提交事务批改的数据，能够解决脏读（读取的数据是别的未提交事务批改的数据）
可反复读（REPEATABLE READ）在事务开启时，不再容许批改操作，一个事务屡次读取同一数据失去的后果是统一的，能够解决不可反复读（一个事务进行 2 次查问，两头有别的事务进行了批改操作，导致两次查问的后果不同）
可串行化（SERIALIZABLE）事务串行执行，不能并发执行，能够解决幻读（一个事务进行 2 次查问，两头有别的事务进行了新增或删除操作，导致失去了不同条数的数据）
锁
共享锁（读锁）
容许多个事务共享一把锁，然而对于加锁的数据只能读取，不能进行 UPDATE DETELE 等操作
lock in share mode 能够增加共享锁
排他锁（写锁）
只有一个事务能拿到排他锁，其余事务不能获取到锁，会阻塞直到持有锁的事务开释锁或者期待超时，不能与其余锁共存
InnoDB 会对 update，insert，delete 语句主动加排它锁
select … for update 也会增加排他锁
其余事务能够失常执行 select 语句，因为 select 不波及加锁（有些文章含糊了这块的概念，强调排他锁事务未提交时，其余事务不能对锁住的数据进行任何操作，我在试验过后发现不加 for update 的查问操作是能够执行的）
动向共享锁 / 动向排他锁
在事务获取共享锁或排他锁之前，会对整张表先加锁，意向锁存在的意义是反对行锁和表锁共存
锁算法
Record Lock（记录锁）
对记录上的索引加锁，能够了解为行锁
Gap Lock（间隙锁）
间隙锁，只对索引的间隙加锁，然而不包含索引自身，只有 RR 隔离级别以上才反对间隙锁
Next-Key Lock（临键锁）
Record Lock+Gap Lock，不仅对索引加锁，也对索引的间隙加锁（左开右闭），InnoDB 利用 Next-Key Lock 来解决幻读问题
加锁规定
1. next-key lock 是前开后闭区间((x,y])。
2. 查找过程中拜访到的对象才会加锁。
3. 索引上的等值查问，给惟一索引加锁的时候，next-key lock 进化为行锁。
4. 索引上的等值查问，向右遍历时且最初一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 进化为间隙锁。
5. 惟一索引上的范畴查问会拜访到不满足条件的第一个值为止
举例：
假如咱们有张只有主键 id 的表，表的数据为 1,2,3,4,5,6,9,11，咱们看看不同的 sql 下，加锁的后果是什么
select * from user where id =8 for update
8 介于索引 6 9 之间，next-key lock 前开后闭(6,9]，又因为左边最初一个值 9 不等于 8，所以 next-key lock 进化成间隙锁(6,9)select * from user where id =9 for update
因为是惟一索引等值查问，进化成行锁select * from user where id >6
依据第五条规定，next-key lock 范畴(6,+MAXVALUE]select * from user where id >=6
因为 6 是等值查问，所以须要加行锁，next-key lock 范畴[6,MAXVALUE]select * from user where id >7
介于 6 之前，所以 next-key lock 范畴(6,MAXVALUE]select * from user where id >6 and id <8
因为规定 5，第一个不满足查问条件的是 9，所以 next-key lock 范畴(6,9]