innodb 锁介绍

Posted 2021-06-30 xiaoliuliu2050

一. 为什么要引入锁
多个用户同时对数据库的并发操作时会带来以下数据不一致的问题:

丢失更新
A,B两个用户读同一数据并进行修改,其中一个用户的修改结果破坏了另一个修改的结果,比如订票系统

脏读
A用户修改了数据,随后B用户又读出该数据,但A用户因为某些原因取消了对数据的修改,数据恢复原值,此时B得到的数据就与数据库内的数据产生了不一致

不可重复读
A用户读取数据,随后B用户读出该数据并修改,此时A用户再读取数据时发现前后两次的值不一致

并发控制的主要方法是封锁,锁就是在一段时间内禁止用户做某些操作以避免产生数据不一致

可重复读是读取了缓存的快照，和加锁没有关系。

普通select 不加锁 ，只有显示的 lock in share mode 才会加共享锁，update delete insert    select for update 加 排他锁。

二 锁分类介绍

共享锁（share lock）

又称读锁，读取操作创建的锁。

一旦上锁，任何事务（包括当前事务）无法对其修改，其他事务可以并发读取数据，也可在对此数据再加共享锁

语法：SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;

排他锁（exclusive lock）

又称写锁，如果事务对数据A加上排他锁后，则其他事务不可并发读取数据，也不能再对A加任何类型的锁。获准排他锁的事务既能读数据，又能修改数据。

语法：SELECT ... FOR UPDATE

意向锁

共享锁、排它锁按照其作用的粒度，可以锁到行级，也可以锁到页级或表级。不过意向锁只作用于表级，主要是用来标记一个事务对于这张表操作的一个意向。

例如：我有一个事务需要使用表锁，那我就需要知道，这个表是否存在其他的锁，如果有，可能我就需要等待。但是，我如果要排除其他锁，我就需要一个一个记录的遍历，才知道是不是存在行锁。因此，数据库对于行锁就提出另一个机制，就是意向锁，如果你要对这个表进行行锁时，那么先在表上加一个意向锁，方便其他事务查询。

因此，意向锁就有了以下协议：

• 一个事务获得表t中某行的S锁之前，必须先获得t表上的IS锁或者更强类型的锁。
• 一个事务获得表t中某行的X锁之前, 必须先获得t表上的IX锁。

这些结果可以方便地用一个锁类型兼容矩阵来总结：

	X	IX	S	IS
X	冲突	冲突	冲突	冲突
IX	冲突	兼容	冲突	兼容
S	冲突	冲突	兼容	兼容
IS	冲突	兼容	兼容	兼容

意向锁不会阻止除了全表锁定请求之外的任何锁请求。 意向锁的主要目的是显示事务正在锁定某行或者正意图锁定某行。

三 锁级别介绍：

根据锁的颗粒或者级别不同，我们又把所分为了三个级别：表锁(table-level locking)、页锁(page-level locking)、行锁(row-level locking)。

MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表锁(table-level locking);BDB存储引擎采用的是页锁(page-level locking)，但也支持表锁;InnoDB存储引擎既支持行锁(row-level locking)，也支持表锁，但默认情况下是采用行锁。

而行锁又包括了三种行锁的算法，分别是：

1. 鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区
2. 记录锁(Record Lock)   锁住1条记录
3. 间隙锁(Gap Lock)  锁住多条数据
4. 临键锁(Next-Key Lock)  看情况锁1条还是多条。

这里有个小知识点：InnoDB的行锁只针对索引项使用，也就是说，只有在通过索引检索数据时，InnoDB才使用行锁，其他时候都是使用的表锁。

记录锁(Record Locks)

记录锁，顾名思义，就是锁住一条记录。这是Read Committed(读提交)事务级别的默认锁级别。

记录锁是作用于索引的，所以，当查询不是作用于索引上时，系统会创建一个隐式的聚集索引，然后作用在索引上。

例如：

1. select * from table where id = 1 lock in share mode; 

就是一个共享记录锁，

1. select * from table for update where id = 1 ; 

就是一个排他记录锁。

间隙锁(Gap Lock)

间隙锁，它不会去锁住索引本身，但是会锁住的是一个索引的范围。启用它有一个前置条件，就是数据库隔离级别必须是Repeatable Read(可重复读)，这也是InnoDB的默认隔离级别，假设我们将隔离级别降到Read Committed(读提交)，间隙锁将会自动失效。

间隙锁的使用，能够有效的防止幻读。

例如：

如果事务A执行了

1. select * from table where id between 8 and 15 for update; 

这时，事务B想在事务A执行期间执行插入一条id是10的记录，就会被阻止。因为这会导致事务A中的多次查询数据不一致。

临键锁(Next-Key Lock)

临键锁就是记录锁+间隙锁的组合方式。这是Repeatable Read(可重复读)隔离级别的默认锁级别。使用临键锁有一个好处，就是，假设我们执行执行一个查询

1. select * from table where id = 100; 

如果id是***索引，那么临键锁就会降级为记录锁，锁住这条记录，而不是去锁住一个范围。

四 死锁 和 锁升级

我们讲完了这些锁，那么就不禁要问了，死锁是怎么产生的呢?

这就要说到另一个情况，就是锁的升级

锁的升级

假设，我们先进行了一个查询，找到了目标数据，然后进行修改，在这个事务中，其实不同的阶段，锁的类型是不同的。

当我们进行查询的时候，我们想数据库先获得了一个共享锁，当我们要对这条数据进行更新的时候，并不是释放共享锁，然后再获取排它锁，而是进行了一个锁的升级操作，直接将共享锁升级成为了排它锁。

而就是因为这个操作，可能导致了死锁。

死锁

假设：事务A中有一个锁升级操作，也就是先执行

1. select * from table where id =1 

再执行

1. update table set Status = 1 where id =1 

事务B中，同样存在这样的情况，先执行

1. select * from table where id =1 

再执行

1. update table set Name = '牛' where id =1 

而执行的顺序恰好是：

1. 鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区
2. 事务A获得了共享锁，执行查询;
3. 事务B获得了共享锁，执行查询;
4. 事务A需要升级排它锁，执行修改;
5. 事务B也需要升级排它锁，不能释放共享锁。

于是，死锁就发生了。当然，还有一种交叉死锁的情况，更为常见，大家可以自己百度看看了。

死锁发生时，数据库并不会直接检查到死锁的存在，只有在锁等待超时的时候被发现，然后杀死其中一个请求。如果并发量高时，死锁就会引起大量的线程挂起，占用大量资源。

怎么预防死锁呢?

最直接的办法就是，别在update前先select一次。

但是，这种情况在所难免，很多时候我们update时，都是需要先select一次的，如果所有地方要求不能select，那代码难度势必就几何级的上升。

还有一种办法就是，加硬件，提高并发能力，这样，出现两次事务同时请求的概率就下降了。不过，这个方式成本太高。

当然，我们还可以直接在查询时，就申请到最终事务需要的锁级别，避免升级锁的出现，也可以预防死锁，例如查询时就直接写

1. select * from table for update;  

更多信息参考

https://www.sohu.com/a/302045871_411876?sec=wd