| 特性 | 解释说明 | 实现 |
|---|---|---|
| 原子性 | 原子性也就是说这组语句要么全部执行，要么全部不执行，如果事务执行到一半出现错误，数据库就要回滚到事务开始执行的地方。 | 主要是基于MySQ日志系统的redo和undo机制。事务是一组SQL语句，里面有选择，查询、删除等功能。每条语句执行会有一个节点。例如，删除语句执行后，在事务中有个记录保存下来，这个记录中储存了我们什么时候做了什么事。如果出错了，就会回滚到原来的位置，redo里面已经存储了我做过什么事了，然后逆向执行一遍就可以了。 |
| 一致性 | 事务开始前和结束后，数据库的完整性约束没有被破坏。 | |
| 隔离性 | 同一时间，只允许一个事务请求同一数据，不同的事务之间彼此没有任何干扰； | |
| 持久性 | 事务完成后，事务对数据库的所有更新将被保存到数据库，不能回滚 |
| 名称 | 解释 |
|---|---|
| 脏读 | 所谓的脏读，其实就是读到了别的事务回滚前的脏数据。比如事务B执行过程中修改了数据X，在未提交前，事务A读取了X，而事务B却回滚了，这样事务A就形成了脏读。 |
| 不可重复读 | 事务A首先读取了一条数据，然后执行逻辑的时候，事务B将这条数据改变了，然后事务A再次读取的时候，发现数据不匹配了，就是所谓的不可重复读了。 |
| 幻读 | 事务A首先根据条件索引得到N条数据，然后事务B改变了这N条数据之外的M条或者增添了M条符合事务A搜索条件的数据，导致事务A再次搜索发现有N+M条数据了，就产生了幻读。 |
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| Read uncommitted（读未提交） | × | × | × |
| Read committed（读已提交） | √ | × | × |
| Repeatable read（可重复读） | √ | √ | × |
| 、Serializable（串行化） | √ | √ | √ |
在InnoDB中有三种锁，分别是共享锁(读锁)、独占锁(写锁)、行级锁。
行级锁定最大的特点就是锁定对象的颗粒度很小，也是目前各大数据库管理软件所实现的锁定颗粒度最小的。由于锁定颗粒度很小，所以发生锁定资源争用的概率也最小，能够给予应用程序尽可能大的并发处理能力而提高一些需要高并发应用系统的整体性能。 虽然能够在并发处理能力上面有较大的优势，但是行级锁定也因此带来了不少弊端。由于锁定资源的颗粒度很小，所以每次获取锁和释放锁需要做的事情也更多，带来的消耗自然也就更大了。此外，行级锁定也最容易发生死锁。 使用行级锁定的主要是InnoDB存储引擎。
InnoDB的锁定机制和Oracle数据库有不少相似之处。InnoDB的行级锁定同样分为两种类型，共享锁和排他锁，而在锁定机制的实现过程中为了让行级锁定和表级锁定共存，InnoDB也同样使用了意向锁（表级锁定）的概念，也就有了意向共享锁和意向排他锁这两种。
当一个事务需要给自己需要的某个资源加锁的时候，如果遇到一个共享锁正锁定着自己需要的资源的时候，自己可以再加一个共享锁，不过不能加排他锁。但是，如果遇到自己需要锁定的资源已经被一个排他锁占有之后，则只能等待该锁定释放资源之后自己才能获取锁定资源并添加自己的锁定。
而意向锁的作用就是当一个事务在需要获取资源锁定的时候，如果遇到自己需要的资源已经被排他锁占用的时候，该事务可以需要锁定行的表上面添加一个合适的意向锁。如果自己需要一个共享锁，那么就在表上面添加一个意向共享锁。而如果自己需要的是某行（或者某些行）上面添加一个排他锁的话，则先在表上面添加一个意向排他锁。
意向共享锁可以同时并存多个，但是意向排他锁同时只能有一个存在。所以，可以说InnoDB的锁定模式实际上可以分为四种：共享锁（S），排他锁（X），意向共享锁（IS）和意向排他锁（IX），我们可以通过以下表格来总结上面这四种所的共存逻辑关系：
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。 意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预。对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁（X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；事务可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排他锁。
共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE
排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATEInnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁 在实际应用中，要特别注意InnoDB行锁的这一特性，不然的话，可能导致大量的锁冲突，从而影响并发性能。下面通过一些实际例子来加以说明。
（1）在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。
（2）由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果是使用相
同的索引键，是会出现锁冲突的。
（3）当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索
引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。
（4）即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的，
如果MySQL认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是
行锁。因此，在分析锁冲突时，别忘了检查SQL的执行计划，以确认是否真正使用了索引。
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁； 对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做“间隙（GAP)”，InnoDB也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制就是所谓的间隙锁（Next-Key锁） 假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是 1,2,...,100,101，下面的SQL：
mysql> select * from emp where empid > 100 for update;是一个范围条件的检索，InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁，也会对empid大于101（这些记录并不存在）的“间隙”加锁。
防止幻读，以满足相关隔离级别的要求。对于上面的例子，要是不使用间隙锁，如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事务如果再次执行上述语句，就会发生幻读；
为了满足其恢复和复制的需要。很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据。在某些场景下这可能会对性能造成很大的危害。
在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步获得的，当两个事务都需要获得对方持有的排他锁才能继续完成事务，这种循环锁等待就是典型的死锁。
在InnoDB的事务管理和锁定机制中，有专门检测死锁的机制，会在系统中产生死锁之后的很短时间内就检测到该死锁的存在。当InnoDB检测到系统中产生了死锁之后，InnoDB会通过相应的判断来选这产生死锁的两个事务中较小的事务来回滚，而让另外一个较大的事务成功完成。
那InnoDB是以什么来为标准判定事务的大小的呢？MySQL官方手册中也提到了这个问题，实际上在InnoDB发现死锁之后，会计算出两个事务各自插入、更新或者删除的数据量来判定两个事务的大小。也就是说哪个事务所改变的记录条数越多，在死锁中就越不会被回滚掉。
但是有一点需要注意的就是，当产生死锁的场景中涉及到不止InnoDB存储引擎的时候，InnoDB是没办法检测到该死锁的，这时候就只能通过锁定超时限制参数InnoDB_lock_wait_timeout来解决。