read committed 是多数业务的合理起点，它避免脏读且不默认加间隙锁，而 mysql 的 repeatable read 会因间隙锁导致并发阻塞，postgresql 同名级别实为无锁快照隔离。
事务隔离级别怎么选才不拖慢查询
不同隔离级别直接影响锁的粒度和持有时间。READ COMMITTED 是多数业务的合理起点，它避免脏读，又不像 REPEATABLE READ 那样在 MySQL 中默认加间隙锁（Gap Lock），导致 UPDATE 范围扩大、并发阻塞变多。PostgreSQL 的 REPEATABLE READ 实际是快照隔离，不加锁，但 MySQL 不是——这点常被忽略。
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READ UNCOMMITTED基本不用：读未提交数据可能引发业务逻辑错乱，比如扣款前看到未确认的余额 -
SERIALIZABLE会把很多 SELECT 变成锁读，高并发下极易出现Lock wait timeout exceeded - 如果只是防止幻读且不想锁太多，用
SELECT ... FOR UPDATE显式加锁比盲目升隔离级别更可控
FOR UPDATE 和 LOCK IN SHARE MODE 的实际差异
FOR UPDATE 加的是排他锁（X 锁），阻止其他事务读写；LOCK IN SHARE MODE 加的是共享锁（S 锁），允许其他事务加 S 锁但拒绝 X 锁。关键不是“能不能读”，而是“别人还能不能改”。
- 在更新前校验库存时，用
SELECT stock FROM items WHERE id = 123 FOR UPDATE，能确保后续UPDATE不会覆盖并发修改 - 若只做只读校验（如判断用户是否已投票），
LOCK IN SHARE MODE可降低冲突概率，但注意：MySQL 8.0+ 对二级索引加 S 锁时，仍可能触发聚簇索引上的隐式锁升级 - 不带
WHERE条件的SELECT ... FOR UPDATE会锁全表，生产环境务必避免
死锁日志里怎么看谁抢了哪把锁
MySQL 的 SHOW ENGINE INNODB STATUS 输出中，<strong><em> (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:</em></strong> 下面那行就是当前事务卡住的锁请求； (2) HOLDS THE LOCK(S): 后面列出的是另一个事务持有的锁。
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- 注意锁对象格式：
record lock, heap no 123表示某行记录锁，gap before rec是间隙锁，supremum pseudo-record意味着锁住了索引区间上限 - 死锁通常发生在两个事务以不同顺序访问相同索引行，比如事务 A 先锁
id=10再锁id=20，事务 B 反过来——修复方式不是加重试，而是统一 SQL 访问顺序（如总是按id ASC排序后处理） -
innodb_print_all_deadlocks = ON必须开，否则只记录最近一次，线上排查基本靠猜
长事务为什么让主从延迟飙升
长事务本身不直接导致延迟，但它会让 binlog 事件迟迟不落盘，同时阻塞 purge 线程清理 undo log，进而拖慢从库的 relay log 回放速度。更隐蔽的问题是：它让 MVCC 版本链拉得极长，SELECT 扫描时要跳过大量已删除但未 purge 的版本。
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information_schema.INNODB_TRX里查TRX_STARTED和TRX_ROWS_LOCKED，能快速定位“睡着还占着锁”的事务 - 应用层设置
wait_timeout和interactive_timeout防连接空闲挂起，但更重要的是业务代码里别用一个事务包着 HTTP 请求全过程 - 使用
SELECT ... FOR UPDATE NOWAIT可避免无限等待，捕获Lock wait timeout exceeded后主动降级或重试，而不是让事务僵死几分钟
事务的复杂点不在语法，而在锁如何随索引结构、隔离级别、执行路径动态变化。同一个 UPDATE 语句，在有无索引、是否走范围条件、是否涉及外键约束时，锁的类型和范围可能完全不同——查执行计划不够，得看 INNODB_STATUS 里的真实锁信息。
