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|__\ |__\ |__\ |__\ 马什么梅？
直接我球docs粘过来的，我不用写两份，欢迎投递简历：https://github.com/singgel
时延
时延=后端发起请求db（用户态拷贝请求到内核态）+ 网络时延 + 数据库寻址和读取
show variables like 'autocommit'; #默认采用的是自动提交 select * from information_schema.innodb_locks; #锁的概况 show engine innodb status; #InnoDB整体状态，其中包括锁的情况 select @@tx_isolation; #隔离级别
autocommit特殊操作
在MySQL中，存在一些特殊的命令，如果在事务中执行了这些命令，会马上强制执行commit提交事务；如DDL语句(create table/drop table/alter/table)、lock tables语句等等。
不过，常用的select、insert、update和delete命令，都不会强制提交事务。
ACID特性
原子性：
MySQL的日志有很多种，如二进制日志、错误日志、查询日志、慢查询日志等，此外InnoDB存储引擎还提供了两种事务日志：redo log(重做日志)和undo log(回滚日志)。
其中redo log用于保证事务持久性
undo log则是事务原子性和隔离性实现的基础
持久性：
redo log采用的是WAL（Write-ahead logging，预写式日志），所有修改先写入日志，再更新到Buffer Pool，保证了数据不会因MySQL宕机而丢失，从而满足了持久性要求。
redo log与bin log：
（1）作用不同：redo log是用于crash recovery的，保证MySQL宕机也不会影响持久性；binlog是用于point-in-time recovery的，保证服务器可以基于时间点恢复数据，此外binlog还用于主从复制。
（2）层次不同：redo log是InnoDB存储引擎实现的，而binlog是MySQL的服务器层实现的，同时支持InnoDB和其他存储引擎。
（3）内容不同：redo log是物理日志，内容基于磁盘的Page；binlog的内容是二进制的，根据binlog_format参数的不同，可能基于sql语句、基于数据本身或者二者的混合。
（4）写入时机不同：binlog在事务提交时写入；redo log的写入时机相对多元：
隔离性：
- (一个事务)写操作对(另一个事务)写操作的影响：锁机制保证隔离性
- (一个事务)写操作对(另一个事务)读操作的影响：MVCC保证隔离性
锁机制：
锁机制的基本原理可以概括为：事务在修改数据之前，需要先获得相应的锁；获得锁之后，事务便可以修改数据；该事务操作期间，这部分数据是锁定的，其他事务如果需要修改数据，需要等待当前事务提交或回滚后释放锁。
行锁与表锁：按照粒度，锁可以分为表锁、行锁以及其他位于二者之间的锁。表锁在操作数据时会锁定整张表，并发性能较差；行锁则只锁定需要操作的数据，并发性能好。但是由于加锁本身需要消耗资源(获得锁、检查锁、释放锁等都需要消耗资源)，因此在锁定数据较多情况下使用表锁可以节省大量资源。MySQL中不同的存储引擎支持的锁是不一样的，例如MyIsam只支持表锁，而InnoDB同时支持表锁和行锁，且出于性能考虑，绝大多数情况下使用的都是行锁。
https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-locks-table.html
脏读：事务A读事务B未提交的数据
不可重复读：两次读取结果不一样。脏读与不可重复读的区别在于：前者读到的是其他事务未提交的数据，后者读到的是其他事务已提交的数据
幻读：在事务A中按照某个条件先后两次查询数据库，两次查询结果的条数不同，这种现象称为幻读。不可重复读与幻读的区别可以通俗的理解为：前者是数据变了，后者是数据的行数变了
隔离级别：
MVCC：MVCC全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并发控制协议
InnoDB实现MVCC，多个版本的数据可以共存，主要是依靠数据的隐藏列(也可以称之为标记位)和undo log。其中数据的隐藏列包括了该行数据的版本号、删除时间、指向undo log的指针等等；当读取数据时，MySQL可以通过隐藏列判断是否需要回滚并找到回滚需要的undo log，从而实现MVCC；隐藏列的详细格式不再展开。
脏读：当事务A在T3时间节点读取zhangsan的余额时，会发现数据已被其他事务修改，且状态为未提交。此时事务A读取最新数据后，根据数据的undo log执行回滚操作，得到事务B修改前的数据，从而避免了脏读。
不可重复读：当事务A在T2节点第一次读取数据时，会记录该数据的版本号（数据的版本号是以row为单位记录的），假设版本号为1；当事务B提交时，该行记录的版本号增加，假设版本号为2；当事务A在T5再一次读取数据时，发现数据的版本号（2）大于第一次读取时记录的版本号（1），因此会根据undo log执行回滚操作，得到版本号为1时的数据，从而实现了可重复读。
幻读：InnoDB实现的RR通过next-key lock机制避免了幻读现象。next-key lock是行锁的一种，实现相当于record lock(记录锁) + gap lock(间隙锁)；其特点是不仅会锁住记录本身(record lock的功能)，还会锁定一个范围(gap lock的功能)。当然，这里我们讨论的是不加锁读：此时的next-key lock并不是真的加锁，只是为读取的数据增加了标记（标记内容包括数据的版本号等）
一致性：
一致性是指事务执行结束后，数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。数据库的完整性约束包括但不限于：实体完整性（如行的主键存在且唯一）、列完整性（如字段的类型、大小、长度要符合要求）、外键约束、用户自定义完整性（如转账前后，两个账户余额的和应该不变）。
实现一致性的措施包括：
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- 保证原子性、持久性和隔离性，如果这些特性无法保证，事务的一致性也无法保证
- 数据库本身提供保障，例如不允许向整形列插入字符串值、字符串长度不能超过列的限制等
- 应用层面进行保障，例如如果转账操作只扣除转账者的余额，而没有增加接收者的余额，无论数据库实现的多么完美，也无法保证状态的一致
