继续深入数据库 了解一下数据库的锁机制

Posted 2021-01-30 syncnavigator

我们在高并发的场景下，经常会在异常日志中看到“dead lock(死锁)”的错误信息。想了无数的解决方案，都没有能够最终的解决，到底是什么原因引起了死锁呢?要解决这个问题，我们就必须先了解透彻数据库都有哪些锁?他们的工作机制是什么样的。

那，让我们开启今天的学习之路吧。

为什么数据库要加锁?

当多条请求并发访问一个数据库资源时，有可能就会导致数据的不一致，因此，就需要一种机制来将数据库的访问顺序化，从而保证数据库数据的一致性，这个我们在

《数据库常用的事务隔离级别都有哪些?都是什么原理?》也有讲到。事务就是就是一种顺序化的机制，而事务要达到目的，就必须要有所的支持。

数据库都有哪些锁?

由于数据库的种类也不少，每种数据库的锁大致都相同，但是细节上略有不同，因此，我们就选择mysql/InnoDB作为讲解的对象。

InnoDB按照锁的类型来划分，主要分为了三个大类：共享锁(Shared lock)、排它锁，也叫独占锁(Exclusive Locks)、意向锁(Intent Locks)。其中，意向锁又分为了意向共享和意向排他，因此，严格意义上来说，是有四种分类的锁，分别是：

1. 共享锁(Shared lock)，简称：S锁
2. 排它锁(Exclusive Locks)，简称：X锁
3. 意向共享锁(Intent Shared lock)，简称：IS锁
4. 意向排他锁(Intent Exclusive Locks)，简称：IX锁

接下来，我们就聊聊这些锁都是怎么工作的。

共享锁

共享锁，顾名思义，就是我虽然锁住了这个资源，但是我并不会独占它，我同样允许其他人使用这个资源。

通常情况下，查询就是使用的共享锁。

例如：

事务A先执行了一个查询

1. select * from table; 

事务A还没有执行完，事务B就执行了另一个查询

1. select * from table where id = 1; 

这个时候，事务B是可以优先于事务A完成他的查询的，并不存在必须要事务A结束，才执行事务B的情况，这就是共享锁的作用。

排它锁

排它锁，又叫独占锁，顾名思义，我锁住了，这东西就是我一个人的，谁也别想看，别想碰。

通常情况下，修改操作就是使用的排它锁。

例如：

事务A先执行了一个修改操作

1. update table set Status = 1; 

事务B还事务A没有完成时，执行了另一个修改操作

1. update table set Status = 0 where id =1; 

这个时候，事务B就只有等着，到事务A执行完成以后，事务B才能够继续，这就是排它锁的作用。

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。

现在我们知道了所的类型，接下来我们说说锁的级别。

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. 记录锁(Record Lock)
2. 间隙锁(Gap Lock)
3. 临键锁(Next-Key Lock)

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; 

这是，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是唯一索引，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。

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. 事务A获得了共享锁，执行查询;
2. 事务B获得了共享锁，执行查询;
3. 事务A需要升级排它锁，执行修改;
4. 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;