事务
begin commit rollback
每个语句都是一个事务，mysql默认开启自动提交，如果关闭，执行的语句都不会执行，除非自己提交commit语句
事务的特性
原子性 ： 要么整体执行，要么整体不执行
一致性 ： 保证数据库总体一致，A少了100，必定是在某个人这里多了100，保证整体数据完整性
隔离性 ： 事务之间互相不影响，有四个隔离级别， 读未提交 读已提交 可重复读 串行化
持久性 ： 执行后的数据存在了硬盘
事务隔离
脏读： 对最新的数据进行操作，如果事务A读到事务B插入的数据，事务B整体并没有执行完，还没提交，然后回滚了，事务A第二次读到的数据就不一样了，导致脏读
不可重复读： 事务A第一次读的时候 ，已经有了事务B的提交，读到事务B的数据， 然后事务C新插入了数据，事务A第二次读读到了 事务B与事务C插入的数据，数据不一致，导师不可重复读
幻读 ： 更新的这些操作都是对最新的数据进行更新的，如果事务A第一次查询到数据B ，然后事务C插入了数据C，虽然用mvcc查询不到，但是如果因为某些条件修改了数据C，然后根据mvcc会将他的版本号更替为自己，然后下次读的时候会发现多了数据C，多的数据也叫幻行
读未提交：读数据会加上排他锁，可以读取到别的事务没有提交到的数据 无法解决 脏读 不可重复读 幻读
读已提交： 读数据会加上排他锁 ，可以读取到其他事务已提交的数据， 使用了mvcc ，但是只会在select之前建立一个视图，然后select查询前后其他事务插入数据，不会被查询到，只会查询到select之前的事务提交到的数据，然后如果中间有事务插入数据，但是没有commit，那么那个数据的版本号一定会在建立视图之前，就不会被查询到，解决脏读问题，无法解决 不可重复读，幻读问题，第二次查询和第一次查询之间的可能有其他事务提交了数据，所以不一致，不可重复读
可重复读：读数据会加上排他锁，也使用了mvcc，区别在于在事务一开始就建立了一致性视图，然后可以解决不可重复读问题， 解决幻读需要间隙锁
串行化： 直接对所有查询到的数据加了锁，其他事务不能够执行
mvcc
每条数据有两个隐形字段 ， 创建（创建前数据的事务ID A） ， 结束（删除时间的事务ID B）
select ： 会查询当前ID在数据区间 [A,B]之间的
insert ： 会将插入的数据的创建 事务ID A 弄成当前insert的事务ID
update： 会弄新的一条数据但是创建ID不一样，原来那条数据的结束ID变成当前事务ID
delete： 将当前数据的结束ID变成当前事务ID
索引
普通索引
在某个列字段建立索引，会建立一棵B+树，用来查询
唯一索引
建立唯一索引，代表这一列的字段不会重复，但是需要直接执行，就不会用到redolog的优化，实际上能够不用唯一索引就别用
联合索引
代表使用多个字段进行建立索引，然后建立B+树
有一个最左原则：如果建立了a|b|c的索引，那么可以使用a , a|b , a|b|c的索引查询
聚簇索引和非聚簇索引
大牛博客：https://my.oschina.net/xiaoyoung/blog/3046779
聚簇索引实现
1.聚簇索引需要在磁盘上物理上有序，所以整个表只有一个聚簇索引，物理上有序的优点，本身b+树一个节点就是一个page，16kb，里面有很多行的数据，然后需要在磁盘中一次查询都找出来，磁盘本身是一个磁道，需要一个寻址，遍历所有地址，如果物理有序，就能够直接遍历一遍磁盘就能够把page的数据都找出来，但是如果不是的话就需要在第一圈找到第一个，然后再第二圈找第二个...
2.聚簇索引只有一个索引文件，叶子节点直接存取行数据，查询具体数据只需要查询一次
非聚簇索引实现
原理：在innodb中，主键就是建立了聚簇索引，其他的普通，唯一，联合索引都是非聚簇的，主键B+树使用自增id建立的B+树，也就是一个自增id会对应到一条具体数据，非聚簇索引的话就会用非聚簇索引的字段然后对应到主键自增id，然后再去跑主键B+树找到具体的数据，这个也叫回表
避免回表：如果我查询数据的话只是需要其中两三个字段，然后可能经常查询，可以考虑把那几个字段搞个联合索引，因为我非聚簇索引那棵树已经包含了这些数据，我就可以直接查询这棵树得到信息了，就不要找到id再去查了
索引下推：联合索引做查询的时候，如果下推的话的操作是，先去找到匹配第一个字段的，然后直接回表查询整条数据然后进行比较，然后发现不匹配，然后再去找下一个满足第一条条件的，然后再回表，这样的消耗非常大，通常大多数的情况可以，但是如果我的比较条件的字段都是数据聚合索引，那么我们就可以直接比较完所有条件后再去判断是否要回表，这样就会减少一次对B+树的查询，然后累积下来会减少很多次对B+树的查找
锁
待更～
