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@@ -5757,7 +5757,7 @@ InnoDB 存储引擎支持事务，所以加锁分析是基于该存储引擎
 
 * Read Committed 级别，增删改操作会加写锁（行锁），读操作不加锁
 
-  MySQL 做了优化，在 Server 层过滤条件时发现不满足的记录会调用 unlock_row 方法释放该记录的行锁，保证最后只有满足条件的记录加锁，但是扫表过程中每条记录的**加锁操作不能省略**。所以对数据量很大的表做批量修改时，如果无法使用相应的索引，需要在Server 过滤数据时就会特别慢，出现虽然没有修改某些行的数据，但是还是被锁住了的现象，这种情况同样适用于  RR
+  MySQL 做了优化，在 Server 层过滤条件时发现不满足的记录会调用 unlock_row 方法释放该记录的行锁，保证最后只有满足条件的记录加锁，但是扫表过程中每条记录的**加锁操作不能省略**。所以对数据量很大的表做批量修改时，如果无法使用相应的索引（全表扫描），在Server 过滤数据时就会特别慢，出现虽然没有修改某些行的数据，但是还是被锁住了的现象，这种情况同样适用于  RR
 
 * Repeatable Read 级别，增删改操作会加写锁，读操作不加锁。因为读写锁不兼容，**加了读锁后其他事务就无法修改数据**，影响了并发性能，为了保证隔离性和并发性，MySQL 通过 MVCC 解决了读写冲突。RR 级别下的锁有很多种，锁机制章节详解
 
@@ -6135,7 +6135,7 @@ RC、RR 级别下的 InnoDB 快照读区别
 
 - 快照读：通过 MVCC 来进行控制的，在可重复读隔离级别下，普通查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的，但是**并不能完全避免幻读**
 
-  场景：RR 级别，T1 事务开启，创建 Read View，此时 T2 去 INSERT 新的一行然后提交，然后 T1去 UPDATE 该行会发现更新成功，因为 **Read View 并不能阻止事务去更新数据**，并且把这条新记录的 trx_id 给变为当前的事务 id，所以对当前事务就是可见的
+  场景：RR 级别，T1 事务开启，创建 Read View，此时 T2 去 INSERT 新的一行然后提交，然后 T1 去 UPDATE 该行会发现更新成功，因为 **Read View 并不能阻止事务去更新数据**，并且把这条新记录的 trx_id 变为当前的事务 id，所以对当前事务就是可见的
 
 - 当前读：通过 next-key 锁（行锁 + 间隙锁）来解决问题
 
@@ -6790,9 +6790,9 @@ SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE			-- 排他锁
 加锁的基本单位是 next-key lock，该锁是行锁和 gap lock 的组合，可以保护当前记录和前面的间隙
 
 * 加锁遵循左开右闭原则
-* 假设有 10、11、13，那么可能的间隙锁包括：(负无穷,10]、(10,11]、(11,13]、(13,20,正无穷)，锁住索引 11 会对 (10,11] 加锁
+* 假设有 10、11、13，那么可能的间隙锁包括：(负无穷,10]、(10,11]、(11,13]、(13,正无穷)，锁住索引 11 会对 (10,11] 加锁
 
-间隙锁优点：RR 级别下间隙锁可以解决事务的一部分的**幻读问题**，通过对间隙加锁，可以防止读取过程中数据条目发生变化
+间隙锁优点：RR 级别下间隙锁可以解决事务的一部分的**幻读问题**，通过对间隙加锁，可以防止读取过程中数据条目发生变化。一部分的意思是不会对全部间隙加锁，只能加锁一部分的间隙。
 
 间隙锁危害：当锁定一个范围的键值后，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，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