事务的隔离性由锁来实现
当多个线程并发访问某个数据的时候，尤其是一些敏感的数据（比如订单、金额），我们就需要保证这个数据在任何时刻“最多只有一个线程”在访问，保证数据的完整性 和 一致性。
1、并发事务访问相同记录
1.读-读情况
读-读情况，即并发事务相继读取相同的记录，这种情况非常安全。。。不需要考虑锁
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2.写-写情况
写-写情况，即并发事务相继对相同的记录做出改动,可能会发生脏写问题。
任何一种隔离级别都不允许脏写问题的发生。所以在多个未提交事务相继对这条记录做改动时，需要让它们排队执行，这个排队的过程其实是通过锁来实现的。
这个所谓的锁其实是一个内存中的结构，在事务执行前本来是没有锁的，也就是说一开始是没有锁结构和记录进行关联的。
注意：有几个事务，就会有几个锁结构
当一个事务想对这条记录做改动时，首先会看看内存中有没有与这条记录关联的锁结构，当没有的时候就会在内存中生成一个锁结构与之关联。比如，事务T1要对这条记录做改动，就需要生成一个事务T1的锁结构与之关联：
锁结构的属性解释：
trx信息：代表这个锁结构是哪个事务生成的。
is-waiting:代表当前事务是否在等待。在事务T1提交或者回滚之后，就会把该事务生成的锁结构释放掉，然后看看还有没有别的事务在等待获取锁， 发现了事务T2还在等待获取锁，所以把事务T2对应的锁结构的is-waiting属性设置为false,然后把该事务对应的线程唤醒，让它继续执行，此时事务T2就算获取到锁了。
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3.读-写情况 （研究重点）
读-写或写-读，即一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。这种情况下可能发生脏读、不可重复读、幻读的问题。
注意：MySQL在REPEATABLE READ隔离级别上就已经解决了幻读问题
2、并发问题的2种解决方案
脏写的问题，任何一种隔离级别都给解决掉了，这里的并发问题主要指脏读、不可重复读、幻读
方案一：读操作利用多版本并发控制(MVCC)，写操作进行加锁。
方案二：读、写操作都采用加锁的方式。
3、如和解决读写冲突
- 采用MVCC方式的话，读-写操作彼此并不冲突，性能更高。
- 采用加锁方式的话，读-写操作彼此需要排队执行，影响性能。
一般情况下我们当然愿意采用MVCC来解决读-写操作并发执行的问题，但是业务在某些特殊情况下，要求必须采用加锁的方式执行。
4、共享锁和排它锁
共享锁和排他锁，也叫读锁(readlock)和写锁(write lock)。
容易误会的点：以为排他锁锁住一行数据后，其他事务就不能读取和修改该行数据，其实不是这样的。排他锁指的是一个事务在一行数据加上排他锁后，其他事务不能再在其上加其他的锁。加过排他锁的数据行在其他事务种是不能修改数据的，也不能通过for update和lock in share mode锁的方式查询数据，但可以直接通过select …from…查询数据，因为普通查询没有任何锁机制。
关键规则：共享锁和排他锁是互斥的！
在无 MVCC 的系统中（如纯锁机制），为了保证一致性：
读操作需要加共享锁（S Lock），会阻塞写操作（排他锁 X Lock）。
写操作需要加排他锁（X Lock），会阻塞读操作（S Lock） 和其他写操作。
共享锁阻塞排他锁，确保了在读取过程中，数据不会被其他未提交的事务修改，从而避免了脏读。
需要注意的是对于InnoDB引擎来说，读锁和写锁可以加在表上，也可以加在行上。
5、Select操作加S锁或X锁
SELECT ... 语句正常情况下为快照读，不加锁；
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 语句为当前读，加 S 锁；
SELECT ... FOR UPDATE 语句为当前读，加 X 锁；
常见的 DML 语句（如 INSERT、DELETE、UPDATE）为当前读，加 X 锁；
常见的 DDL 语句（如 ALTER、CREATE 等）加表级锁，且这些语句为隐式提交，不能回滚。为什么读操作会SELECT ... FOR UPDATE，核心目的：实现“先锁后改”的原子操作
| 场景 | 锁类型 | 说明 |
|---|---|---|
| 普通 SELECT (快照读) | 无锁 | InnoDB 默认行为。通过 MVCC 读取历史快照，无需加锁。 |
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE |
共享锁 (S Lock) | 显式要求加共享锁，阻塞其他事务的写操作（X Lock）。 |
SELECT ... FOR UPDATE |
排他锁 (X Lock) | 显式要求加排他锁，阻塞其他事务的读写操作（S/X Lock）。 |
对读取的记录加 S锁：
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE; #或 SELECT ... FOR SHARE;(8.0新增语法)对读取的记录加 X锁：
SELECT ... FOR UPDATE;悲观锁的核心思想是在操作期间持有锁来保护数据的一致性，但也会降低并发性能。因此，在使用悲观锁时需要注意锁的粒度和持有时间，避免过度锁定导致性能问题。
读操作是可以加S锁或X锁的，演示思路如下：
1.开启事务1，加s锁，开启事务2，加s锁（成功），s锁之间是共享的
2.在1的基础上再开启事务3，加x锁（阻塞）提交事务1，事务3仍然阻塞，继续提交事务2，事务3结束阻塞
开启事务1，加X锁，开启事务2，加s锁/x锁（都会阻塞），因为X锁是排它的
6、mysql8.0中的新特性
能查就查，查不了也不会去阻塞，会执行相应的行为
在8.O版本中，SELECT...FOR UPDATE,SELECT...FOR SHARE添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法， 跳过锁等待，或者跳过锁定。通过添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法，能够立即返回。如果查询的行已经加锁：
1.那么NOWAIT会立即报错返回。
2.而SKIP LOCKED也会立即返回，只是返回的结果中不包含被锁定的行。
写操作指增删改，是一定加要X锁（排它锁）的
MVCC 多版本并发控制
MVCC更好的去处理 读写冲突，提高数据库的并发性能。MVCC的实现依赖于：隐藏字段、Undo Log、Read View。
1、快照读
快照读又叫一致性读，读取的是快照数据。不加锁的简单的SELECT都属于快照读，如下
SELECT * FROM player WHERE ...快照读：读取到的并不一定是数据的最新版本，可能是之前的历史版本
2、当前读
当前读：读取的是记录的最新版本，最新数据。加锁的SELECT或者对数据进行增删改都会进行当前读，如：
3、行格式中的隐藏字段
4、ReadView
ReadView和事务是一对一的。
ReadView就是一个事务在使用MVCC机制进行快照读操作时产生的读视图。ReadView要解决的核心问题是：判断版本链中的哪个版本是当前事务可见的
ReadView中4个重要的内容如下
活跃指，已经启动但是没提交的事务，提交ReadView访问规则了的事务不在ids里边
5、ReadView访问规则
在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见，某个版本也就是下文的被访问的版本。
6、ReadView（读已提交）
在隔离级别为读已提交(Read Committed)时，一个事务中的每一次SELECT查询都会重新获取一次Read View。
7、ReadView（可重复读）
当隔离级别为可重复读的时候，一个事务只在第一次SELECT的时候会获取一次Read View,
而后面所有的SELECT都会复用这个Read View,如下表所示：
Innodb锁的粒度
1、mysql表级锁
表级锁：锁整张表
- 开销小，加锁快；
- 不会出现死锁；
- 锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高,并发度最低。
2、mysql行级锁
行级锁：对一行或者多行记录加锁
- 开销大，加锁慢；
- 会出现死锁；
- 锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高
记录锁（Record Lock）、间隙锁（Gap Lock）、临键锁（Next-key Lock）
3、mysql页级锁
页级锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般
从操作粒度来说：表级锁>页级锁>行级锁
为了尽可能的提高并发度，每次锁定的数据范围越小越好
4、索引没命中（表锁）
当我们执行UPDATE、DELETE语句时，如果WHERE条件中字段没有命中索引的话，就会导致扫描全表对表中的所有记录进行加锁
索引没命中，行锁变表锁
1.在session1会话窗口，
BEGIN; -- 加 X 锁（索引未命中时 锁粒度为表锁） UPDATE t_customer SET age=55 WHERE phone='13811112222'
2.在session2会话窗口，操作另外俩条记录
UPDATE t_customer SET age=55 WHERE id=5; #转圈等锁。 或者 UPDATE t_customer SET age=44 WHERE id=6; #转圈等锁。会发现转圈现象，有了表锁。。
3.对session1中的事务 commit/rollback;接着session就好使了
解释：在session1中操作数据时，phone字段上面我们没有建索引，不会命中索引，使得行锁变表锁
5、主键索引命中（行锁）
InnoDB的行锁，是通过锁住索引来实现的，如果加锁查询的时候没有使用到索引，会将整个聚簇索引都锁住，相当于锁表了。
按照主键索引 id
id主键索引、聚簇索引、一级索引 都是一个意思
操作前
1.session1中，注意此时我们使用到了主键索引id，则会是行锁
BEGIN; -- 加 X 锁（索引命中时 锁粒度为行锁） UPDATE t_customer SET age=55 WHERE id=42.在session2中，只要你不跟人家抢那一行，都是OK的
UPDATE t_customer SET age=55 WHERE id=5; # OK 或者 UPDATE t_customer SET age=33 WHERE id=6; # OK 或者 UPDATE t_customer SET age=11 WHERE id=4; # 转圈圈
6、二级索引命中（行锁）
按照二级索引cname
辅助索引、非聚簇索引、二级索引 都是一个意思
1.在cname字段自建一个二级索引
CREATE INDEX idx_cname ON t_customer(cname);
此时t_customer表中数据如下：
2.按照我们自建的索引去命中
在session1中，使用到了我们自建的索引。所以会是行锁，只会把这一条记录锁住
BEGIN; -- 加 X 锁（索引命中时 锁粒度为行锁） UPDATE t_customer SET age=1 WHERE cname='z3'===============
在session2中，这俩个SQL操作的是另外两条记录，所以可以。
UPDATE t_customer SET age=44 WHERE cNAME='z4'; #ok UPDATE t_customer SET age=55 WHERE cNAME='z5'; #ok在session2中，这俩个操作都是不行的，因为被session1行锁了。
UPDATE t_customer SET age=11 WHERE cNAME='z3' # 转圈圈 UPDATE t_customer SET age=11 WHERE id=4 # 转圈圈在session1中，使用率commit/rollback,一切都回归正常
