目录
一、事务
1.概念
2.事务的特性
3.并发带来的问题
4.事务的隔离级别
二、锁机制
1.什么是锁
2.MySQL锁分类
3.乐观悲观锁
4.共享排它锁
5.意向锁
6.粒度锁
三、三大范式
1.第一范式
2.第二范式
3.第三范式
一、事务
1.概念
事务是逻辑上的一组操作，要么全执行，要么全不执行。
事务最经典栗子也经常被拿出来的栗子就是银行转账了。比如小明要给小红转账1000元，这个转账会涉及到两个关键操作：将小明的余额减1000元，将小红的余额减1000元。万一这两个操作之间突然出现错误，导致小明余额减少但是小红余额没有增加，这种情况是肯定不允许的。事务就是保证这两个关键操作要么都成功，要么都不成功。
2.事务的特性
①原子性
是事务的最小执行单位，不允许再分割。
②一致性
执行事务前后，数据保持一致。
③隔离性
并发访问数据库时，一个用户的事务不应该被其他事务影响，所有并发事务之间数据库是独立的。
④持久性
事务的提交对数据库数据的修改是永久的，即使数据库发生故障也不应该对其有所影响。
3.并发带来的问题
①脏读
当一个事务正在访问数据库时，并对数据进行了修改，但是事务还没有提交。这是另一个事务访问数据库时读取的数据就是“脏数据”。
②修改丢失
当两个事务同时访问同一个数据时，第一个事务将数据进行了修改，另一个事务也将读取到的数据进行修改，第一个事务做出的修改结果就会被丢失。
eg：一个数据为20，两个事务同时读取并做出修改（20-1），两个事务执行完的结果都为19，理想的结果应为依次减一，结果应为18.
③不可重复读
当一个事务需要频繁读取一个数据，在未提交时另一个事务读取数据并做出修改，那么第一个事务前后读取的结果就不一致，有可能造成结果错误。
④幻读
当一个事务读取数据库的5行数据时，在未提交的过程中另一个事务向这五行中新插入了一行新数据，那么第一个事务再次读取时数据发生了变化。
4.事务的隔离级别
①读未提交
最低的隔离级别，允许读取尚未提交的数据变更。脏读是在一个事务未提交时另一个事务读取发生的错误，所以不能避免。读未提交并不能避免不可重复读和幻读。
②读已提交
允许读取并发事务已经提交的数据，可以避免脏读，仍然不能解决不可重复读和幻读的问题。
③不可重复读
对同一个字段多次读取的结果都是一致的，除非本身事务发生了修改。可以避免脏读和不可重复读。
④可串行化
最高的隔离级别，完全服从ACID的隔离级别，所有事务依次执行，可以避免脏读、不可重复读、幻读。
二、锁机制
1.什么是锁
锁是计算机用以协调多个进程间并发访问同一共享资源的一种机制，解决并发事务的访问问题。
当一个事务进行读操作，另一个事务进行写操作，为了避免并发出现的问题，可以给读写操作都加锁。
2.MySQL锁分类
3.乐观悲观锁
3.1乐观锁
假设不会发生并发冲突，只在提交时检查是否违反了数据完整性，在修改数据时把事务锁起来通过版本控制的方式进行锁定。
3.2悲观锁
假定会发生并发冲突，屏蔽一切可能违反数据完整性的操作，在查询完数据后就把事务锁起来，直到提交事务。
4.共享排它锁
4.1共享锁（读锁/S锁）
允许多个事务同时读取一张表，但是不能进行写操作。如果一个事务持有共享锁，其他事务也能持有共享锁，共享锁之间不会互相阻塞。
4.2排它锁（写锁/X锁）
只允许一个事务进行写操作，其他事务不能进行读取和写入操作。如果一个事务持有排它锁，其他事务无法获取共享锁和排它锁，排它锁会阻塞其他事务的读写操作。
5.意向锁
5.1意向共享锁（IS锁）
事务有意向对表中的某些记录加共享锁（S锁），加共享锁之前必须获取该表的IS锁。
5.2意向排它锁（IX锁）
事务有意向对表中的某些记录加排他锁（X锁），加排他锁之前必须获取该表的IX锁。
5.3兼容性
6.粒度锁
6.1全局锁
全局锁，从名称上可以理解，全局锁就是对整个 MySQL 数据库实例加锁，加锁期间，对数据库的任何增删改操作都无法执行，会阻塞所有对数据库的操作。
全库数据备份，可以使用全局锁，其他情况不要使用
MySQL 全局读锁的命令是Flush tables with read lock； (FTWRL)
6.2 表级锁
给当前操作的这张表加锁， MyISAM 与 InnoDB 引擎都支持表级锁定
加表锁：lock table read/write
解除表锁：
①show processlist
②kill 掉锁表的进程
6.3 页级锁
页级锁是 MySQL 中锁定粒度介于行级锁和表级锁中间的一种锁。表级锁速度快，但冲突多，行级冲突少，但速度慢。因此，采取了折衷的页级锁，一次锁定相邻的一组记录。
6.4 行级锁
行级锁是 MySQL 粒度最小的锁，发生锁冲突概率最低，但是加锁慢，开销大
MySQL 中只有 InnoDB 引擎支持行锁，其他不支持。
MySQL 在执行 update、delete 语句时会自动加上行锁。
7.快照读和当前读
7.1快照读
快照读就是读取的是快照数据，不加锁的简单 Select 都属于快照读。
SELECT * FROM STUDENT WHERE ...
7.2当前读
当前读就是读的是最新数据，而不是历史的数据。加锁的 SELECT，或者对数据进行增删改都会进行当前读。
三、三大范式
1.第一范式
要求任何一张表都有主键，并且每一个字段原子性不可再分。
不满足第一范式可能会造成的问题:①数据冗余②更新异常③插入异常④删除异常
例：
建立一个描述学校教务的数据库，该数据库涉及的对象包括学生的学号（Sno）、所在系(Sdept）、系主任姓名（Mname）、课程号(Cno)和成绩（Grade）。假设用一个单一的关系模式Student来表示，则该关系模式的属性为：U={Sno, Sdept, Mname, Cno, Grade}
得到一个函数依赖F，F={Sno—>Sdept, Sdept—>Mname, (Sno, Cno)—>Grade}
存在的问题：每一个系的系主任姓名、所属系的信息重复出现；某个系更换系主任后，必须修改与该系学生有关的每一个条记录；一个系刚成立，暂时没有学生，则无法把这个系以及系主任的信息存入数据库；某个系的学生全部毕业了，则在删除该系学生信息的同时，这个系及系主任的信息也删除了。
2.第二范式
建立在第一范式的基础上，要求所有非主键字段对主键是完全依赖，不存在部分依赖。
不满足第二范式可能造成的问题：①插入异常②删除异常③修改重复
例：
有关系模式S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade)，分别是学生的学号（Sno）、所在系（Sdept）、学生的住处（Sloc）、课程号（Cno）、课程成绩（Grade），并且每个系的学生都住在同一个地方。S-L-C的主键是（Sno, Cno)，则函数依赖有：
（Sno, Cno)—>Grade
Sno—>Sdept, (Sno, Cno)—>Sdept
Sno—>Sloc, (Sno, Cno)—>Sloc
Sdept—>Sloc（每个系的学生只住在一个地方)
可以看到非主键字段Sdept、Sloc并不完全依赖于主键，则S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade)不符合第二范式定义。
3.第三范式
建立在第二范式的基础上，要求所有非主键字段直接依赖主键，不存在传递依赖。
