mysql中的各种锁把我搞糊涂啦~

Posted 2021-04-01 架构师社区

事务并发访问情况

读-读 情况

• 并发事务读取相同的数据，并不会对数据造成影响，允许并发读

写-写 情况

• 多事务并发写写时会发生 脏写的情况，不过任何一个事务隔离级别都不允许此情况发生，通过 加锁来杜绝脏写

      脏写

• 事务T1 将数据改成了A,但是还 未提交 ，可此时事务T2又将数据改成了B，覆盖了事务T1的更改，T1更新丢失，这种情况叫做 脏写

  加锁

• 例如，现在事务T1,T2对这条记录进行并发更改，刚才说是隔离级别是通过加锁来杜绝此脏写的，流程如下 这个锁结构中有两个比较关键的信息（其实还有很多信息，后面再聊）
• trx信息：表示这个锁结构是和哪个事务所关联的
• is_waiting信息：表示当前事务是否正在等待
• 事务T1 将数据改成了A,但是还 未提交，可此时事务T2又将数据改成了B，覆盖了事务T1的更改，T1更新丢失，这种情况叫做 脏写

Q：能描述一下两个事务并发修改同一条数据时，mysql这个锁是怎么避免脏写的吗？

A ：事务T1在更改这条数据前，就先内存中生成一把锁与此数据相关联（is_waiting为false,代表没有等待），然后咔咔一顿操作更改数据，这个时候，事务T2来了，发现此记录已经有一把锁与之相关联了（就是T1那一把锁），然后就开始等待（is_waiting为true代表正在等待），事务T1更改完数据提交事务后，就会把此事务对应的所结构释放掉，然后检测一下还有没有与此记录相关联的锁，结果发现T2还在苦苦的等待，就把T2的锁结构的（is_waiting为false,代表没有等待）然后把T2事务对应的线程唤醒，T2获取锁成功继续执行，总体流程如上。

读-写 /写-读  情况

在读-写 / 写 -读的情况下会出现脏读，不可重复读，幻读的现象，不同的隔离级别可以避免不同的问题，具体相关内容可以看小杰的这篇文章

不过贴心的我还是列出来了 注：√代表可能发生，×代表不可能发生

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交（read uncommitted RU）	√	√	√
读提交（read committed RC）	×	√	√
可重复读（repeatable read RR）	×	×	√
串行化（serializable ）	×	×	×

但是 RR在某些程度上避免了幻读的发生

怎么避免脏读、不可重复读、幻读这些现象呢？其实有两种方案

• 方案一 ： 读操作使用 MVCC， 写操作进行 加锁

• mvcc里面最重要的莫过于ReadView了，它的存在保证了事务不可以读取到未提交的事务所作的更改，避免了脏读。
• 在RC隔离级别下，每次select读操作都会生成ReadView
• 在RR隔离级别下，只有第一次select读操作才会生成ReadView，之后的select读操作都复用这一个ReadView

• 方案二：读写操作都用加锁

某些业务场景不允许读取旧记录的值，每次读取都要读取最新的值。例如银行取款事务中，先把余额读取出来，再对余额进行操作。当这个事务在读取余额时，不允许其他事务对此余额进行访问读取，直到取款事务结束后才可以访问余额。所以在读数据的时候也要加锁

锁分类

当使用读写都加锁这个方案来避免并发事务写-写、读-写、写-读时而产生的脏读，不可重复读，幻读现象时，那么这个锁它就要做到，读读时不相互影响，上面三种情况时要相互阻塞，这时锁也分了好几类，我们继续往下看

锁定读

• 共享锁（Shared Lock）：简称S锁，在事务 要读取一条记录时，需要先获取该记录的 S锁
• 独占锁（Exclusive Lock）：简称X锁，也称排他锁，在事务 要改动一条记录时，需要先获取该记录的 X锁

他们之间兼容关系如下  √代表可以兼容，×代表不可兼容

兼容性	S锁	X锁
S锁	√	×
X锁	×	×

事务T1获取某记录的S锁后，

• 事务T2 也可以获取此记录的 S锁，( 兼容)
• 事务T2 不可以获取此记录的 X锁，直到T1提交后将 S锁释放 ( 不兼容)

事务T1获取某记录的X锁后，

• 事务T2 不可以获取此记录的 S锁，直到T1提交后将 X锁释放 ( 不兼容)
• 事务T2 不可以获取此记录的 X锁，直到T1提交后将 X锁释放 ( 不兼容)

锁定读语句

SELECT .. LOCK IN SHARE MODE   # 对读取的记录添加S锁

SELECT .. FOR UPDATE # 对读取的记录添加X锁

多粒度锁

前面提到的锁都是针对记录的，其实一个事务也可以在表级进行加锁（S锁、X锁）

• T1给表加了S锁，那么

• T2 可以继续获取此表的 S锁
• T2 可以继续获取此表中的某些记录的 S锁
• T2 不可以继续获取此表的 X锁
• T2 不可以继续获取此表中的某些记录的 X锁

• T1给表加了X锁，那么

• T2 不可以继续获取此表的 S锁
• T2 不可以继续获取此表中的某些记录的 S锁
• T2 不可以继续获取此表的 X锁
• T2 不可以继续获取此表中的某些记录的 X锁

可是怎么可能平白无故的就给表加锁呢，难道没什么条件吗？答案是肯定有条件的

• 若想 给表加S锁，得先确保 表中记录没有X锁
• 若想 给表加X锁，得先确保 表中记录没有X锁和S锁

但是这个怎么确保呢？难道要一行一行的遍历表中的所有数据吗？当然不是啦，聪明的大佬们想出了下面这两把锁

• 意向共享锁（Intention Shared Lock）:简称 IS锁，当事务准备在某记录上加S锁时，需要先在表级别加上一个IS锁
• 意向独占锁（Intention Exclusive Lock）:简称 IX锁，当事务准备在某记录上加X锁时，需要先在表级别加上一个IX锁

让我们来看下加上这两把锁之后的效果是什么样子的

• 当想给记录加S锁时，先给表加一个IS锁，然后再给记录加S锁

• 当想给记录加X锁时，先给表加IX锁，然后再给记录加X锁

然后 经过上面的操作之后

• 如果想给表加S锁，先看下表加没加IX锁，如果有的话，则表明此表中的记录有X锁，则需要等到IX锁释放掉后才可以加S锁

• 如果想给表加X锁，先看下表加没加IS锁或者IX锁，如果有的话，则表明此表中的记录有S锁或者X锁，则需要等到IS锁或者IX锁释放掉后才可以加X锁

这几种锁的兼容性如下表

兼容性	IS锁(表级锁)	S锁	IX锁(表级锁)	X锁
IS锁(表级锁)	√	√	√	×
S锁	√	√	×	×
IX锁(表级锁)	√	×	√	×
X锁	×	×	×	×

• IS、IX锁都是表级锁，他们可以共存。
• 他们的提出仅仅是为了在之后加表级别的S锁或者X锁时可以快速判断表中的记录是否被上锁，避免用遍历的方式来查看一行一行的去查看而已

InnoDB中的行级锁

Record Lock（记录锁）

• 官方名字 LOCK_REC_NOT_GAP
• 仅仅锁住一条记录
• 有S型和X型之分

Gap Lock（间隙锁）

• 官方名字 LOCK_GAP
• 给某记录加此锁后，阻塞数据在此记录和上一个记录的间隙插入，但是不锁定此记录
• 有S型和X型之分，可是并没有什么区别他们的作用是相同的， gap锁的作用仅仅是为了防止插入幻影记录而已，如果对一条记录加了gap锁（无论S/X型）并不会限制其他事务对这条记录加Record Lock或者Gap Lock

Next-Key Lock(记录锁+间隙锁)

• 官方名字 LOCK_ORDINARY
• 既可以锁住某条记录，又可以组织其他事务在该记录面前插入新记录

Insert Intention Lock(插入意向锁锁)

• 官方名字 LOCK_INSERT_INTENTION
• 事务在插入记录时，如果插入的地方加了gap锁，那么此事务需要等待，此时此事务在等待时也需要生成一个锁结构，就是插入意向锁

锁内存结构

• 我们难道 锁一条记录就要 生成一个锁结构吗？

当然不是！

一个锁结构

如果被加锁的记录符合下面四条状态的话，那么这些记录的锁则会合到一个锁结构中

• 在同一个事务中进行加锁操作
• 被加锁的记录在同一个页面中
• 加锁的类型是一样的
• 等待的状态是一样的

锁结构信息

然后我们再来依此看下这个所结构每个部分的信息都是什么意思

• 锁所在的事务信息：无论是表级锁还是行级锁，一个锁属于一个事务，这里记载着该锁对应的信息
• 索引信息：对于行级锁来说，需要记录一下加锁的记录属于哪个索引
• 表锁/行锁信息：行级锁
• Space_ID：记录所在的表空间 *** Page Number**：记录所在的页号
• n_bits：一条记录对应着一个比特；一个页面包含多条记录，用不同的比特来区分到底是那一条记录加了锁,有个计算公式如下（公式中是取商） n_bits = （1+（n_recs+LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN）/ 8）x 8LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN是固定的值为64，n_recs指当前界面一共有多少条记录（包含伪记录以及在垃圾链表中的记录），
• type_mode：32比特的数

• lock_mode（锁模式）：低4比特位表示

• LOCK_AUTO_INC(十进制的4)：表示AUTO-INC锁
• LOCK_IS(十进制的0)：表示共享意向锁，IS锁
• LOCK_IX(十进制的1)：表示独占意向锁，IX锁
• LOCK_S(十进制的2)：表示共享锁，也就是S锁
• LOCK_X(十进制的3)：表示独占锁，也就是X锁

• lock_type（锁类型）：第5~8比特位表示

• LOCK_TABLE(十进制的1)：当第5比特位设置为1时，表示表级锁
• LOCK_REC(十进制的32)：当第6比特位设置为1时，表示行级锁

• rec_lock_type（行锁的具体类型）：其余的比特位表示

• 第9比特设置为1时， 表示is_waiting为true,即当前事务获取锁失败，处于等待状态
• 第9比特设置为0时， 表示is_waiting为false,即当前事务获取锁成功
• LOCK_ORDINARY(十进制的0)：表示next-key锁
• LOCK_GAP(十进制的512)：当第10比特位是1时，表示gap锁
• LOCK_REC_NOT_GAP(十进制的1024)：也就是当第11比特设置为1时，表示Record Lock(记录锁)
• LOCK_INSERT_INTENTION(十进制的2048)：也就是当第12比特设置为1时，表示Insert Intention Lock（插入意向锁）
• LOCK_WAIT(十进制的256)：也就是当

• 其他信息：此文章不讨论

• 一堆比特位：此文章不讨论

举个例子

事务T1 要给user表中的记录加锁，假设这些记录存储在表空间号为20，页号为21的页面上，T1给id=1的记录加S型Record Lock锁，假如当前页面一共有5条记录（3条用户记录和2条伪记录）

过程：先给表加IS锁，不过我们现在不关心，只关心行级锁， 具体生成的所结构如下图所示

 
   
   
 

  
    
    
  
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