鸡啄米

　　对于DB来说,经常会面对并发问题，但是开发的时候DB总是能很好的解决并发的问题。那么面对并发DB是怎么进行控制的呢？之前一段时间总是对Mysql的锁机制概念十分模糊，什么时候加锁？加什么锁？锁住之后会是怎么样？

　　需要明确的点

　　首先，锁是为了解决数据库事务并发问题引入的特性，在Mysql中锁的行为是和mysql隔离机制有关的，毕竟锁是用来解决DB的隔离性和一致性的。并不是任何操作都是需要加锁的，读操作是不加锁的，当然也可以显式的加锁（lock in share mode或for update)。

　　Mysql锁的类型

　　Mysql因为有很多种存储引擎，导致它的实现也是五花八门，但是最常用的就应该是MyISAM和InnoDB了。对于两者的区别之前也写过，其中有一点是MyISAM锁级别是表级而InnoDB的锁级别是行级（当然InnoDB也有表级锁）。mysql锁的类别如下：

　　表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高,并发度最低。

　　行级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。

　　页面锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般。

　　不同的锁粒度决定了不同引擎的应用场景，我们最常用的表级锁的引擎是MyISAM和InnoDB，行级引擎是InnoDB。至于页级锁的引擎常用的是Berkeley DB。

　　Mysql的锁

　　Mysql的锁主要为两种：共享锁（S Lock）和排他锁（X Lock)。从字面上我们可以理解，共享锁就是多个事务可以共享，互相兼容。而排他锁则是多个事务不兼容互相排斥。

　　如果一个事务T1获得了r行的共享锁，那么另外一个事务T2可以立即获得r的共享锁，这种情况称为“锁兼容”。如果有T3想获得r行的排他锁必须等到T1、T2释放r行的共享锁，这种称为“锁不兼容”，下表对应的是锁兼容性：

　　可以看到只有共享锁是兼容的，也就是说读请求和读请求之间是没有影响的。

　　InnoDB为了支持在不同粒度上加锁操作，InnoDB支持另一种加锁机制——意向锁。意向锁的意思很简单，就是有意愿进行加锁。

　　意向共享锁（IS Lock）:事务想要获取一张表中的某几行共享锁。

　　意向排他锁（IX Lock）:事务想要获取一张表中的某几行的排它锁。

　　由于InnoDB支持的行级别的锁，因此意向锁其实不会阻塞除全表扫描意外的任何请求。意向锁的兼容性如下所示：

　　意向锁和意向锁之间是完全兼容的，但是意向锁和共享锁以及排它锁可能是有互斥性的。因为意向锁的锁粒度是表级锁，所以在全表扫描是往往会对表加锁，那么此时就会发生锁冲突。

　　之前一直不明白意向锁到底是干什么的，相信很多人和我一样，后来查了很多资料才知道，有一个很形象的例子：

　　如果你家小区有一个保安，那么就能避免经常有人去按你家的门锁...

　　保安就是意向锁，它能避免经常有请求去请求行级锁，因为访问行级锁也是有一定开销的。

　　上面说的东西概念性都比较强，但是千万别被误导，因为上面的概念在实际的查询中不一定全都会使用，例如mysql的读操作，通常是不会加锁的（和隔离机制有关），也就是说通常的读操作是不加锁的，而是通过mvcc去解决的，对于通常的写请求，insert、update、delete通常会加行锁、间隙锁或表锁（这和索引是有关系的），这些锁通常是排他的，会阻塞其他的事务写事务。具体的情况需要结合隔离机制。

　　Mysql的隔离性

　　隔离性是指一个事务所做的修改在最终提交之前，对其他的事务是不可见的。

　　mysql的隔离性分为四个隔离级别，不同的隔离级别有不同的特点和实现：

　　1.Read Uncommitted（脏读）：从隔离级别的名称可知，事务可以读取到其他没有commit的事务的修改，所以称为脏读，因为读取到了本来不应该读到的记录，此事务隔离级别一般是不会用的，因为如果后面另一个事务rollback掉了，岂不是悲剧了？

　　2.Read Committed(提交读，也叫不可重复读)：只能读取到已经提交的数据。Oracle等多数数据库默认都是该级别 (不重复读)。对于此级别的隔离，比较上面的脏读是会严格一些的，例如事务1开始查询了一条记录，但是随后另一个事务2修改了本条记录，此时事务1再次进行读取，此时是读取不到的因为事务2没有进行commit，随后事务2commit，事务1再次读取，可以读到最新修改后的记录。这比脏读更加严格了一些，因为读取不到未提交的数据，但是此种隔离级别在同一个事务（事务1中）两次读取，读取到了不同的结果，这也就是不可重复读。

　　在RC级别中，数据的读取都是不加锁的，但是数据的写入、修改和删除是需要加锁的。

　　一个例子：

　　上面是student表内的数据，接下来设置事务隔离级别为RC

　　SET session transaction isolation level read committed;

　　SET SESSION binlog_format = 'ROW';

　　接下来测试一下update的行锁：

T1	T2
update student set name = '生物' where stu_id = 2;
	update student set name = '生物' where stu_id = 2;
更新成功	阻塞
commit
	更新成功

 

　　上面的update例子说明，在更新记录的时候会对此记录加行锁，在事务没有commit之前不会释放锁，所以事务2的更新会阻塞等待事务1的排它锁，当事务1Commit后，行锁释放事务2获得行锁，更新成功。

　　其实mysql的锁机制是通过对索引加锁，但是一旦更新不走索引会怎么样，答案是会全表扫描，锁表。所以在更新的时候尽量走索引，避免不必要的麻烦。

　　接下来实验一下RC基本写的不可重复读：

　　事务1：

　　事务2：

　　接下来事务1再次查询：

　　上述过程可见，带事务1的一个事务中，两次请求得到了不同的结果，就导致了不可重复读的现象。

　　3.Repeatable Read（可重读或者叫幻读）：RR解决了脏读的问题，该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。

　　例子和上面RC中的例子一样，只不过在事务2提交时，事务1再次查询是看不到事务1更新的记录的，所以叫可重复读，但是理论上这种方式只能解决更新问题，但是解决不了新增的问题，因为无论RC还是RR，mysql都是通过Mvcc(Multi-Version Concurrency Control )机制去实现的。

　　Mvcc是多版本的并发控制协议，它和基于锁的并发控制最大的区别和优点是：读不加锁，读写不冲突。它将每一个更新的数据标记一个版本号，在更新时进行版本号的递增，插入时新建一个版本号，同时旧版本数据存储在undo日志中。

　　而对于读操作，因为多版本的引入，就分为快照读和当前读。快照读只是针对于目标数据的版本小于等于当前事务的版本号，也就是说读数据的时候可能读到旧的数据，但是这种快照读不需要加锁，性能很高。当前读是读取当前数据的最新版本，但是更新等操作会对数据进行加锁，所以当前读需要获取记录的行锁，存在锁争用的问题。

　　RC和RR都是基于Mvcc实现，但是读取的快照数据是不同的。RC级别下，对于快照读，读取的总是最新的数据，也就出现了上面的例子，一个事务中两次读到了不同的结果。而RR级别总是读到小于等于此事务的数据，也就实现了可重读。

　　下面是快照读和当前读的常见操作:

　　1. 快照读：就是select

　　select * from table ....;

　　2. 当前读：特殊的读操作(加共享锁或排他锁)，插入/更新/删除操作，需要加锁。

　　select from table where ? lock in share mode;

　　select from table where ? for update;

　　insert;

　　update ;

　　delete;

　　其实Mysql实现的Mvcc并不纯粹，因为在当前读的时候需要对记录进行加锁，而不是多版本竞争。下面是具体操作时的Mvcc机制：

　　1. SELECT时，读取创建版本号<=当前事务版本号，删除版本号为空或>当前事务版本号。

　　2. INSERT时，保存当前事务版本号为行的创建版本号

　　3. DELETE时，保存当前事务版本号为行的删除版本号

　　4. UPDATE时，插入一条新纪录，保存当前事务版本号为行创建版本号，同时保存当前事务版本号到原来删除的行

　　上面说明了RR是如何解决重读问题，但是众所周知，RR有一个致命的问题就是幻读，即只能解决另一个事务2更新对事务1不可见的问题，但是当事务2新插入一行数据的时候，事务1还是可见，这就是幻读问题。但是在实际使用中，我们发现并没有发生“幻读”问题。那么，Mysql是如何解决幻读问题的呢？

　　我们分两个方面说：

　　1.快照读：对于快照读，其实是不会出现幻读问题的，通过上面我们得知，select时只会读取小于等于当前事务版本的行，但是新行的版本号是高于读事务的，那么新插入的行对之前的读事务是不可见的。

　　2.当前读：因为当前读，读到的往往是最新的行数据，但是对于事务1更新了一行，同时事务2插入了一个新行（利用一个非唯一索引进行更新），那么会利用gap锁去控制新行的插入来避免这个问题。一个例子看一下:

　　首先开启事务A：

　　接下来开启事务B:

　　我们可以看到，事务A在更新之后，事务B进行插入操作的时候会阻塞，但是这里使用的不是行锁，这就是因为rr隔离模式下，mysql使用的是next-keylocking机制防止“当前读”的幻读问题。如果不阻塞新插入的数据，那么就会导致更新之后，再次查询时会发现部分数据没有更新，本意是按照索引更新所有的行，但是新插入的行没有更新，这就会令我们很奇怪。

　　那需要先说说Mysql里面特殊的锁——Next-Key锁：

　　Next-Key锁是行锁和Gap锁（间隙锁）的合体（可以理解为二者相加，因为gap锁是开区间的，加上行锁正好是闭区间）。间隙锁，顾名思义，是对一个间隙进行加锁，间隙是索引的间隙，也就是说，更新的时候必须走索引，否则会将全表锁住。导致其他所有的写操作全部阻塞。next-key锁主要是针对非唯一索引，因为唯一索引和主键索引每次只会定位到单条记录，所以不需要next-key锁，下面盗一张图来理解下：

　　当按照id（非唯一索引，不是主键，主键是name）进行更新或删除的时候会先对id索引进行加锁，但加的是next_key锁。因为在RR隔离级别下，需要防止“当前读”的幻读问题，加上next-keylock之后，在[6-10]区间和[10-11]区间进行插入时会阻塞，因为已经加了next-key锁，为什么用next-key锁？因为新增加的记录只能在10的左边和10的右边或者就是10。那么锁住范围后就能保证防止“幻读”。

　　4.Serializable（可串行化）：这个隔离级别，在并发效果上最差的，因为读加共享锁，写加排他锁，读写互斥。也就是说此级别下select是需要加锁的。此模式下可以保证数据安全，适用于并发比较低，同时数据安全性要求比较高的场景。

　　总结：mysql的锁机制和事务隔离级别有关。并不是说所有的读操作都不加锁，写操作加锁，加什么锁也和索引类型、有无索引有关。