锁-隔离级别的一些补充

Posted 2023-05-08

参考技术A

总而言之，就是读锁会阻塞写，但是不会阻塞读。而写锁会把读和写都堵塞。

当我们执行 update / insert / delete 语句时，mysql 会自动为该语句加上排它锁。

加排它锁: select ...for update 语句(使用排他锁解决超卖)
加共享锁可以使用 select ... lock in share mode 语句

使用InnoDB引擎，如果筛选条件里面没有索引字段，就会锁住整张表，否则的话，锁住相应的行(因为innodb的行锁是针对索引建立的，没有索引升级为表锁)。

sharedLock 与 lockForUpdate 相同的地方是，都能避免同一行数据被其他 transaction 进行 update
不同的地方是：sharedLock 不会阻止其他 transaction 读取同一行
lockForUpdate 会阻止其他 transaction 读取同一行 （==需要特别注意的是，普通的非锁定读取读取依然可以读取到该行，只有 sharedLock 和 lockForUpdate 的读取会被阻止==。）

InnoDB使用间隙锁的目的有2个：

Gap Lock在InnoDB的唯一作用就是防止其他事务的插入操作，以此防止幻读的发生。

幻读： 新插入的行，隔离级别是可重复读隔离级别， 幻读在当前读才可出现

执行步骤

由于表中没有id=7的记录：

表内数据

执行流程

==☆☆☆需要注意☆☆☆==

在这个例子中，lock in share mode 只锁覆盖索引，但是如果是 for update 就不一样了。 执行 for update 时，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁，那么sessionB也会锁等待。

这个例子说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用 lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。比如，将 session A 的查询语句改成 select d from t where c=5 lock in share mode。你可以自己验证一下效果。

表内数据

加锁过程

开始执行的时候，要找到第一个id=10的这行，因此next-key lock 是（5,10]。根据优化1，主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁，所以如果where=10，那么就锁10这一行。
范围查找就往后继续找，找到id=15的这行停下来，因此需要加next-key lock（10,15]（ 等值查询才会退化成间隙锁 ）
所以sessionA这时候锁的范围就是行锁id=10,和next-key lock（10,15] ,这样再看sessionB和session C

这里注意一点，sessionA定位查找id=10的行进行的时候，是当做等值查询来判断的，向后扫描代15的时候，用的是范围判断。

show status like \'innodb_row_lock%\'

尤其是当等待次数很高，而且每次等待时长也不小的时候，我们就需要分析系统中为什么会有如此多的等待，然后根据结果着手指定优化方案 。

事务隔离级别

两个锁：

排他锁 被加锁的对象只能被持有锁的事务读取和修改，其他事务无法在该对象上加其他锁，也不能读取和修改该对象
共享锁 被加锁的对象可以被持锁事务读取，但是不能被修改，其他事务也可以在上面再加共享锁。

 

特别的，对共享锁： 如果两个事务对同一个资源上了共享锁，事务A 想更新该数据，那么它必须等待 事务B 释放其共享锁。

在运用 排他锁 和 共享锁 对数据对象加锁时，还需要约定一些规则，例如何时申请 排他锁 或 共享锁、持锁时间、何时释放等。称这些规则为封锁协议（Locking Protocol）。对封锁方式规定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。

1、一级封锁协议 (对应 read uncommited) 　　
     一级封锁协议是：事务 在对需要修改的数据上面（就是在发生修改的瞬间） 对其加共享锁（其他事务不能更改，但是可以读取-导致“脏读”），直到事务结束才释放。事务结束包括正常结束（COMMIT）和非正常结束（ROLLBACK）。
     一级封锁协议不能避免 丢失更新，脏读，不可重复读，幻读！

2、二级封锁协议 （对应read commited)　
     二级封锁协议是：1）事务 在对需要更新的数据 上（就是发生更新的瞬间） 加 排他锁 （直到事务结束） ， 防止其他事务读取未提交的数据，这样，也就避免了 “脏读” 的情况。2）事务 对当前被读取的数据 上面加共享锁 （当读到时加上共享锁），一旦读完该行，立即 释放该 该行的共享锁 - 从数据库的底层实现更深入的来理解，既是，数据库会对游标当前的数据上加共享锁 ， 但是当游标离开当前行的时候，立即释放该行的共享锁。　
     二级封锁协议除防止了“脏读”数据，但是不能避免 丢失更新，不可重复读，幻读 。

     但在二级封锁协议中，由于读完数据后立即 释放共享锁，所以它不能避免可重复读 ，同时它也不能避免 丢失更新 ，如果事务A、B同时获取资源X，然后事务A先发起更新记录X，那么 事务B 将等待事务 A 执行完成，然后获得记录X 的排他锁，进行更改。这样事务 A 的更新将会被丢失。 具体情况如下：

 

事务A	事务B
读取X=100（同时上共享锁）	读取X=100（同时上共享锁）
读取成功（释放共享锁）	读取成功（释放共享锁）
UPDATE X=X+100 （上排他锁）
	UPDATING A（等待事务A释放对X的排他锁）
事务成功（释放排他锁）X=200
	UPDATE X=X+200（成功上排他锁）
	事务成功（释放排他锁）X=300

 

由此可以看到，事务A的提交被事务B覆盖了，所以不能防止 丢失更新。
如果要避免 丢失更新，我们需要额外的操作， 对凡是读到的数据加 共享锁 和排他锁 ，这个往往需要程序员自己编程实现，比如在Oracle 中，需要加 SELECT FOR UPDATE 语句，表明，凡是该事务读到的数据，额外的加上排他锁，防止其他数据同一时间获取相同数据，这样就防止了 丢失更新 ！

3、三级封锁协议 （对应reapetable read ）
      三级封锁协议是：二级封锁协议加上事务 在读取数据的瞬间 必须先对其加 共享锁 ，但是 直到事务结束才释放 ，这样保证了可重复读（既是其他的事务职能读取该数据，但是不能更新该数据）。　
      三级封锁协议除防止了“脏”数据 和不可重复读 。但是这种情况不能避免 幻读 和 丢失更新 的情况，在事务 A 没有完成之前，事务 B 可以新增数据，那么 当事务 A 再次读取的时候，事务B 新增的数据会被读取到，这样，在该封锁协议下，幻读 就产生了。 如果事务A 和 事务B 同时读取了资源X=100，同样，如果事务A先对X进行 更新X=X+100，等待事务A执行完成X=200，那么事务B 获得X的排他锁，进行更新 X=X+200，然后提交 X=300，同样A的更新被B所覆盖！( 如果要避免 丢失更新，我们需要额外的操作， 对凡是读到的数据加 共享锁 和排他锁 ，这个往往需要程序员自己编程实现，比如在Oracle 中，需要加 SELECT FOR UPDATE 语句，表明，凡是读到的数据，我会加 排他锁，防止其他数据同一时间获取相同数据) ！

      进阶：repeatable read 导致死锁的情况（即便是 不同的资源在相同的顺序下获取）。 比如 事务1 读取 A，同时 事务2 也读取 A，那么事务1和事务2 同时对 A 上了共享锁，然后事务1 要UPDATE A，而此时 事务2 也要 UPDATE A，这个时候 事务1 等待 事务2 释放其在 A 上的共享锁，然后 事务2 要等待 事务1 释放其在 A 上的共享锁，这样，事务1 和 事务2 相互等待，产生死锁！（SQL Server/DB2 里面有 UPDATE LOCK 可以解决这种情况，具体的思路是，在 repeatable read 的情况下，将读取的数据 上的 UPDATE 锁，介于 共享锁 和 排他锁之间的一种锁，该锁的作用是 当出现上面这种情况后，事务1 和 事务2 对 A 上的是 UPDATE 锁，那么谁先 要修改 A，那么该事务就会将 UPDATE 锁可以顺利升级为 排他锁对该数据进行修改！）

 

4、最强封锁协议（对应Serialization)

      四级封锁协议是对三级封锁协议的增强，其实现机制也最为简单，直接对 事务中 所 读取 或者 更改的数据所在的表加表锁，也就是说，其他事务不能 读写 该表中的任何数据。这样所有的 脏读，不可重复读，幻读 ，都得以避免！

 

三 附Oracle 事务一致性原则
        事务是定义和维护一致性的单位，封锁就是要保证这种一致性。如果  
对封锁的要求高会增加开销，降低并发性和效率；有的事务并不严格要求  
结果的质量（如用于统计的事务），如果加上严格的封锁则是不必要和不  
经济的。因此有必要进行进一步的分析，考察不同级别的一致性对数据库  
数据的质量及并行能力的影响。  
        一致性级别定义为如下的几个条件：  
    (1)   事务不修改其它任何事务的脏数据。脏数据是被其它事务修改过，  
但尚未提交的数据。  
    (2)   在事务结束前不对被修改的资源解锁。  
    (3)   事务不读其它任何事务的脏数据。  
    (4)   在读前对数据加共享锁（RS）和行排它锁，直至事务结束。  
            *   满足条件1的事务叫第0级事务。  
            *   满足条件1和2的事务叫第1级一致性事务。  
            *   满足条件1、2和3的事务为2级一致性事务。ORACLE的读一致性保  
证了事务不读其它事务的脏数据。  
            *   满足条件1、2、3和4的事务叫第3级一致性事务。  
        由ORACLE的三个性质：自动加隐式锁、在事务结束时释放锁和读一致  
性，使ORACLE成为自动满足以上的0、1和2级一致性事务。因此，ORACLE  
自动防止了脏读（写-读依赖）。但是，ORACLE不能自动防止丢失修改（写  
-写依赖），读的不可重复性（读-写依赖），彻底解决并发性中的问题还  
需满足第4个条件（3级一致性事务），这需要程序员根据实际情况编程。  
方法如下：
        *   如果想在一段时间内使一些数据不被其它事务改变，且在本事务内  
            仅仅查询数据，则可用SET   TRANSACTION   READ   ONLY   语句达到这一  
            目的。  
        *   如果想在一事务内修改一数据，且避免丢失修改，则应在读这一数  
            据前用SELECT   FOR   UPDATE对该数据加锁。  
        *   如果想在一事务内读一数据，且想基于这一数据对其它数据修改，  
            则应在读数据前对此数据用SELECT   FOR   UPDATE加锁。对此种类型  
            的应用，用这条SQL语句加锁最恰当。  
        *   如果想避免不可重复读现象，可在读前用SELECT   FOR   UPDATE对数  
            据加锁，或用SET   TRANSACTION   READ   ONLY设置只读事务。  

 

四， 特殊情况
1) Read-Commit 的行锁导致其他事务一直被 hanging on的情况！

假设我们有 VARIANT 表， Trasaction A 对 Variant 中的字段 VariantName 1 进行了修改，但是事务未提交（假设，该事务将执行1个小时），此时 Trasaction B 要读VariantName（查询某一个VariantName 2 )，此时它会一直被Transaction A 阻塞，直到Transaction A 提交对 VariantName 的修改后，Transaction B才会得到VariantName 2 的查询结果，这样Transaction B最长可被阻塞1个小时！

这里，虽然Transaction A是针对 VariantName 1 上的修改，而 Transaction B 是读取 VariantName 2 , 对应的Variant Name不一样，但是此时，Transaction B并不知道 Transaction A 的结果（对Transaction B而言，它不清楚Transaction A提交的结果是什么），为了避免“脏读”，Transaction B会等待 Transaction A执行完事务以后，完成它对VariantName的修改后，才返回结果！

 

所以，在一个事务中，我们应该尽量把 SELECT Queries 放到最前面，把所有的 Update 放到最后面，避免不必要的等待！

 

特别的，如果上面这种情况，VariantName是Unique Index或者是Primary Key, 这个时候，Transaction B不会被Transaction A 阻塞！因为 Transaction B 知道 Transaction A提交的更改不会影响 他获取的VariantName 2 因为Transaction B 知道 VariantName 2 是唯一的！