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什么是事务
事务的特性
事务并发产生的问题
事务隔离级别
事务隔离级别的实现
MVCC
Read View(一致性视图)
锁（LBCC）
锁的算法
什么是事务
事务就是一条sql语句或者多条sql语句所组成的逻辑执行单元，要么全部执行成功要么全部执行失败，目的是保证数据的一致性。
并不是所有的存储引擎都支持事务，InnoDB,NDB是支持事务的。
事务的特性
在Mysql中事务的四大特性主要包含：原子性(Atomicity)、一致性(Consistency)、隔离性(lsolation)、持久性(Durability)，简称为ACID。
原子性:指事务的原子性操作，即对数据的修改要么全部执行成功要么全部执行失败。是基于undo日志来实现的。一致性:指执行事务前后要状态要一致，可以理解成数据的一致性。隔离性:隔离性侧重指事务之间相互隔离，不受影响，这个与事务设置的隔离级别有密切的关系。持久性:指在一个事务提交后，这个事务的状态会被持久化到数据库中。是基于redo日志来实现的
原子性、隔离性、持久性都是为了保障一致性而存在的，一致性也是最终的目的。
事务并发产生的问题
脏读:一事务对数据进行了增删改，但未提交，另一事务可以读取到未提交的数据。如果第一个事务这时候回滚了，那么第二个事务就读到了脏数据。
不可重复读:一个事务中发生了两次读操作，第一次读操作和第二次操作之间，另外—个事务对数据进行了修改，这时候两次读取的数据是不一致的。(update/delete)
幻读:第一个事务对一定范围的数据进行批量修改，第二个事务在这个范围增加一条数据，这时候第一个事务就会丢失对新增数据的修改。(insert)
事务隔离级别
在Mysql中事务的隔离级别分为四大等级，读未提交（READ UNCOMMITTED）、读提交 （READ COMMITTED）、可重复读 （REPEATABLE READ）、串行化 （SERIALIZABLE）。MySql默认的隔离级别是可重复读。
读未提交:可以读取另一个事务没有提交的数据。没有解决任何并发问题
读已提交:读取最新数据，可以读取另一个事务提交了的数据。解决了脏读问题。
可重复读:在同一个事务中多次读取同样的数据结果是一样的。解决了脏读和不可重复读，没有解决幻读。
串行化:最高的隔离级别，通过强制事务的串行执行。没有并发性可言，性能差。
InnoDB存储引擎在RR级别就解决了幻读问题。
事务隔离级别的实现
Read Uncommited ：不加锁
Serializable：所有的select语句都会被隐式的转化为select ... in share mode,会和update.delete互斥。
RR 与 RC
| RR | RC | |
| 普通的select(快照读) | MVCC | MVCC |
| 加锁的select和更新(当前读) select ... in share mode select ... for updateinsert delete | Record Lock Gap Lock | Record Lock |
RC和RR的主要区别:
RR的间隙锁会导致锁定范围的扩大。条件列未使用到索引，RR锁表，RC锁行。RC的“半一致性”(semi-consistent)读可以增加update操作的并发性。
MVCC
多版本并发控制，也叫快照读，非阻塞读。
lnnodb为每行记录都实现了三个隐藏字段
DB_ROW_ID 6字节:行标识DB_TRX_ID 6字节:插入或更新行的最后一个事务的事务ID，自动递增(创建版本号)DB_ROLL_PTR 7字节:回滚指针(删除版本号)
快照读效果:建立了一个快照,同一个事务无论查多少次都是相同的数据。
一个事务能看到的数据版本:
第一次查询之前已经提交的事务的修改本事务的修改
一个事务不能看见的数据版本:
在本事务第一次查询之后创建的事务(事务ID比我的事务ID大)活跃的（未提交的)事务的修改
MVCC基于Read View和undo log来实现
Read View(一致性视图)
RR的 Read View是事务第一次查询的时候建立的。
RC的 Read View是事务每次查询的时候建立的。
m_ids{}里是活跃的事务id,也就是还没提交的事务
min_trx_id是m_ids里子最小的事务id,也就是未提交事务的最小id,所以小于它的一定都提交了
max_trx_id是m_ids里子最大的事务id+1(代表即将分配的id)，所以大于它的是生成ReadView之后才开启的事务，所以是读不到了。
creator_trx_id是生成ReadView事务的id，也就是当前事务的id.
Read View判断规则
- 从数据的最早版本开始判断(undo log)数据版本的trx_id = creator_trx_id，本事务修改,可以访问数据版本的trx_id <= min_trx_id(未提交事务的最小ID),说明这个版本在生成ReadView已经提交,可以访问数据版本的trx_id >= max_trx_id(下一个事务ID),这个版本是生成ReadView之后才开启的事务建立的,不能访问数据版本的trx_id在min_trx_id和max_trx_id之间，看看是否在m_ids中。如果在,不可见。如果不在,可见。如果当前版本不可见,就找undo log链中的下一个版本。
锁（LBCC）
锁的本质是什么:锁的本质是锁索引，如果非索引的字段加锁会导致锁表。
锁的粒度
MyISAM和InnoDB分别支持什么粒度的锁?
InnoDB支持行锁和表锁，而MyISAM只支持表锁。
表锁与行锁的区别:
锁定粒度∶ 表锁 > 行锁加锁效率：表锁 > 行锁冲突概率：表锁 > 行锁并发性能：表锁 < 行锁
InnoDB锁类型
共享锁(行锁)：Shared Locks排它锁(行锁)：Exclusive Locks意向共享锁(表锁)：Intention Shared Locks意向排它锁(表锁)：Intention Exclusive Locks
.共享锁
又称为读锁，简称S锁，顾名思义，共享锁就是多个事务对于同一数据可以共享一把锁，都能访问到数据,但是只能读不能修改;
加锁释锁方式：
select * from student where id=1 LOCK IN SHARE MODE;
锁会在事务提交或者回滚时释放，或者当连接断开也会释放锁。
拿不到锁的事务会等待，默认等待50s
排他锁
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，其他事务就不能再获取该行的锁(共享锁、排他锁),只有该获取了排他锁的事务是可以对数据行进行读取和修改。
加锁释锁方式：
自动: delete / update / insert 默认加上X锁;
手动: select* from student where id=1 FOR UPDATe;
意向锁
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。
在我们加行锁的时候，存储引擎会帮们加上表锁。（这大大提高了加表锁的效率）
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。
死锁的避免
顺序访问数据排序申请足够级别的锁避免没有where条件的操作大事务分解成小事务使用等值查询而不是范围查询
锁的算法
记录锁(Record)：在指定的一行数据加记录锁
间隙锁(Gap)：在范围加锁时，范围内没有数据，会给这个间隙加间隙锁。间隙锁的最大作用就是阻塞插入，可以解决幻读问题。
临建锁(Next-key)：记录锁+间隙锁。范围加锁时，范围内有数据，会加临建锁，
记录锁
间隙锁
临建锁
select * from t2 where id>1 and id <7 for update;
锁住的范围是(1, 7]
select * from t2 where id>1 and id <=7 for update;
锁住的范围是(1, 10]
