数据库中的行锁和表锁

Posted 2020-11-09 Demrystv

一、事务并发调度的问题

1. 脏读：A事务读取B事务尚未提交的更改数据，并在这个数据基础上操作。如果B事务回滚，那么A事务读到的数据根本不是合法的，称为脏读。在oracle中，由于有version控制，不会出现脏读。
2. 不可重复读：A事务读取了B事务已经提交的更改（或删除）数据。比如A事务第一次读取数据，然后B事务更改该数据并提交，A事务再次读取数据，两次读取的数据不一样。
3. 幻读：A事务读取了B事务已经提交的新增数据。注意和不可重复读的区别，这里是新增，不可重复读是更改（或删除）。这两种情况对策是不一样的，对于不可重复读，只需要采取行级锁防止该记录数据被更改或删除，然而对于幻读必须加表级锁，防止在这个表中新增一条数据。
4. 第一类丢失更新：A事务撤销时，把已提交的B事务的数据覆盖掉。
5. 第二类丢失更新：A事务提交时，把已提交的B事务的数据覆盖掉。

　　三级封锁协议

1. 一级封锁协议：事务T中如果对数据R有写操作，必须在这个事务中对R的第一次读操作前对它加X锁，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）。
2. 二级封锁协议：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后方可释放S锁。 
3. 三级封锁协议 ：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。

　　可见，三级锁操作一个比一个厉害（满足高级锁则一定满足低级锁）。但有个非常致命的地方，一级锁协议就要在第一次读加x锁，直到事务结束。几乎就要在整个事务加写锁了，效率非常低。三级封锁协议只是一个理论上的东西，实际数据库常用另一套方法来解决事务并发问题。

 

二、隔离性级别

　　

　　mysql用意向锁（另一种机制）来解决事务并发问题，为了区别封锁协议，弄了一个新概念隔离性级别：包括Read Uncommitted、Read Committed、Repeatable Read、Serializable。mysql 一般默认Repeatable Read。

　　　

　　

　　总结一下，repeatable read能解决脏读和不可重复读，但不能解决丢失修改。

　　

三、mysql的行锁和表锁

　　

　　下面对行锁和表锁进行一个简单的介绍。

• 表级锁：每次操作锁住整张表。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：每次操作锁住一行数据。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。

1、MyISAM的锁

　　稍微提一下MyISAM，只说和InnoDB不同的。

　　a. MyISAM只有表锁，锁又分为读锁和写锁。　

　　b. 没有事务，不用考虑并发问题

　　c. 由于锁的粒度太大，所以当该表写并发量较高时，要等待的查询就会很多了。

 

2、InnoDB的行锁和表锁

　　没有特定的语法。mysql的行锁是通过索引体现的。

　　如果where条件中只用到索引项，则加的是行锁；否则加的是表锁。比如说主键索引，唯一索引和聚簇索引等。如果sql的where是全表扫描的，想加行锁也爱莫能助。

　　行锁和表锁对我们编程的影响是要在where中尽量只用索引项，否则就会触发表锁。

 

3、加锁和解锁

　　在InnoDB中，select,insert,update,delete等语句执行时都会自动加解锁。select的锁一般执行完就释放了，修改操作的X锁会持有到事务结束，效率高很多。

　　mysql也给用户提供了加锁的机会，只要在sql后加LOCK IN SHARE MODE 或FOR UPDATE

　　共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE

　　排他锁（X）：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE

　　值得注意的是，自己加的锁没有释放锁的语句，所以锁会持有到事务结束。

 

四、解决丢失修改--乐观锁和悲观锁

　　

　　加锁就是为了解决丢失修改。如果一个事务中只有一句sql，数据库是可以保证它是并发安全的。丢失修改的特征就是在一个事务中先读P数据，再写P数据。所谓丢失修改，一般是A事务有两个操作，后一个操作依赖于前一个操作，之后后一个操作覆盖了B事务的写操作。

　　如果一个事务先读后写同一份数据，就可能发生丢失修改，要做一些处理。下面对乐观锁和悲观锁进行一个简单的介绍。

 

　　悲观锁和乐观锁的概念：

　　悲观锁（Pessimistic Concurrency Control，PCC）：假定会发生并发冲突，屏蔽一切可能违反数据完整性的操作。

　　乐观锁（Optimistic Concurrency Control，OCC）：假设不会发生并发冲突，只在提交操作时检查是否违反数据完整性。

　　乐观锁和悲观锁也不仅仅能用在数据库中，也能用在线程中。

　　悲观锁的缺陷是不论是页锁还是行锁，加锁的时间可能会很长，这样可能会长时间的限制其他用户的访问，也就是说悲观锁的并发访问性不好。

　　乐观锁不能解决脏读，加锁的时间要比悲观锁短（只是在执行sql时加了基本的锁保证隔离性级别），乐观锁可以用较大的锁粒度获得较好的并发访问性能。但是如果第二个用户恰好在第一个用户提交更改之前读取了该对象，那么当他完成了自己的更改进行提交时，数据库就会发现该对象已经变化了，这样，第二个用户不得不重新读取该对象并作出更改。

　　可见，乐观锁更适合解决冲突概率极小的情况；而悲观锁则适合解决并发竞争激烈的情况，尽量用行锁，缩小加锁粒度，以提高并发处理能力，即便加行锁的时间比加表锁的要长。

 

　　悲观锁的例子

　　这里仅仅提供一种解决丢失修改的悲观锁例子。丢失修改的特征就是在一个事务中先读P数据，再写P数据。而且一级锁协议能解决丢失修改，所以如果事务A 中写P，我们只要在A中第一次读P前加X锁。

  

　　乐观锁的例子

　　乐观锁检测并发冲突的常见的两种做法：

1. 使用数据版本（Version）。在P数据上（通常每一行）加version字段(int)，A事务在读数据P 时同时读出版本号，在修改数据前检测最新版本号是否等于先前取出的版本号，如果是，则修改，同时把版本号+1；否则要么回滚，要么重新执行事务。另外，数据P的所有修改操作都要把版本号+1。有一个非常重要的点，版本号是用来查看被读的变量有无变化，而不是针对被写的变量，作用是防止被依赖的变量有修改。
2. 使用时间戳(TimeStamp)。做法类似于1中。

总结

　　乐观锁更适合并发竞争少的情况，最好隔那么3-5分钟才有一次冲突。当并发量为10时就能明显感觉乐观锁更慢；

　　上面只是一读一写。考虑如果一个事务中有3个写，如果每次写都是九死一生，事务提交比较难，这时就更要考虑是不是要用乐观锁了。

　　但是，当分布式数据库规模大到一定程度后，又另说了。基于悲观锁的分布式锁在集群大到一定程度后（从几百台扩展到几千台时），性能开销就打得无法接受。所以目前的趋势是大规模的分布式数据库更倾向于用乐观锁来达成external consistency。