前言
2022/8/11 15:46
暑假学习ing
推荐
【MySQL数据库教程天花板，mysql安装到mysql高级，强！硬！-哔哩哔哩】
第15章 锁
事务的隔离性由这章讲述的锁来实现
1.概述
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。在程序开发中会存在多线程同步的问题，当多个线程并发访问某个数据的时候，尤其是针对一些敏感的数据（比如订单、金额等)，就需要保证这个数据在任何时刻最多只有一个线程在访问，保证数据的完整性和一致性。在开发过程中加锁是为了保证数据的一致性，这个思想在数据库领域中同样很重要。
在数据库中，除传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。为保证数据的一致性，需要对并发操作进行控制，因此产生了锁。同时锁机制也为实现MySQL的各个隔离级别提供了保证。锁冲突也是影响数据库发访问性能的一个重要因素。所以锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。
2. MySQL并发事务访问相同记录
并发事务访问相同记录的情况大致可以划分为3种：
2.1 读-读情况
读-读 情况，即并发事务相继 读取相同的记录 。读取操作本身不会对记录有任何影响，并不会引起什么问题，所以允许这种情况的发生。
2.2 写-写情况
写-写 情况，即并发事务相继对相同的记录做出改动。
在这种情况下会发生脏写的问题，任何一种隔离级别都不允许这种问题的发生。所以在多个未提交事务相继对一条记录做改动时，需要让它们 排队执行 ，这个排队的过程其实是通过 锁 来实现的。这个所谓的锁其实是一个 内存中的结构 ，在事务执行前本来是没有锁的，也就是说一开始是没有 锁结构 和记录进行关联的,如图所示：
当一个事务想对这条记录做改动时，首先会看看内存中有没有与这条记录关联的 锁结构 ，当没有的时候就会在内存中生成一个 锁结构 与之关联。比如，事务 T1 要对这条记录做改动，就需要生成一个 锁结构 与之关联：
在锁结构里有很多信息，为了简化理解，只把两个比较重要的属性拿了出来:
trx信息:代表这个锁结构是哪个事务生成的。
is_waiting :代表当前事务是否在等待。
当事务T1改动了这条记录后，就生成了一个锁结构与该记录关联，因为之前没有别的事务为这条记录加锁，所以is_waiting属性就是false，把这个场景就称之为获取锁成功，或者加锁成功，然后就可以继续执行操作了
在事务T1提交之前，另一个事务T2也想对该记录做改动，那么先看看有没有锁结构与这条记录关联，发现有一个锁结构与之关联后，然后也生成了一个锁结构与这条记录关联，不过锁结构的is_waiting属性值为true，表示当前事务需要等待，把这个场景就称之为获取锁失败，或者加锁失败，图示:
在事务T1提交之后，就会把该事务生成的锁结构释放掉，然后看看还有没有别的事务在等待获取锁，发现了事务T2还在等待获取锁，所以把事务T2对应的锁结构的is_waiting属性设置为false，然后把该事务对应的线程唤醒，让它继续执行，此时事务T2就算获取到锁了。效果图就是这样:
小结几种说法:
不加锁
意思就是不需要在内存中生成对应的锁结构，可以直接执行操作。
获取锁成功，或者加锁成功
意思就是在内存中生成了对应的锁结构，而且锁结构的is_waiting属性为false，也就是事务可以继续执,行操作。
获取锁失败，或者加锁失败，或者没有获取到锁
意思就是在内存中生成了对应的锁结构，不过锁结构的is_waiting属性为true，也就是事务需要等待，不可以继续执行操作。
2.3读-写或写-读情况
读-写 或 写-读 ，即一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。这种情况下可能发生 脏读 、 不可重复读 、 幻读 的问题。
各个数据库厂商对 SQL标准 的支持都可能不一样。比如MySQL在 REPEATABLE READ 隔离级别上就已经解决了 幻读 问题。
2.4 并发问题的解决方案
怎么解决 脏读 、 不可重复读 、 幻读 这些问题呢？其实有两种可选的解决方案：
- 方案一：读操作利用多版本并发控制（
MVCC，下章讲解），写操作进行加锁。
所谓的MVCC，就是生成一个ReadView，通过ReadView找到符合条件的记录版本（(历史版本由undo日志构建)。查询语句只能读到在生成ReadView之前已提交事务所做的更改，在生成ReadView之前未提交的事务或者之后才开启的事务所做的更改是看不到的。而写操作肯定针对的是最新版本的记录，读记录的历史版本和改动记录的最新版本本身并不冲突，也就是采用MVCC时，读-写操作并不冲突
普通的SELECT语句在READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下会使用到MVCC读取记录。
在 READ COMMITTED 隔离级别下，一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadView，ReadView的存在本身就保证了 事务不可以读取到未提交的事务所做的更改 ，也就是避免了脏读现象；
在 REPEATABLE READ 隔离级别下，一个事务在执行过程中只有 第一次执行SELECT操作 才会生成一个ReadView，之后的SELECT操作都 复用 这个ReadView，这样也就避免了不可重复读 和幻读的问题
方案二：读、写操作都采用加锁的方式
如果我们的一些业务场景不允许读取记录的旧版本，而是每次都必须去读取记录的最新版本。比如，在银行存款的事务中，你需要先把账户的余额读出来，然后将其加上本次存款的数额，最后再写到数据库中。在将账户余额读取出来后，就不想让别的事务再访问该余额，直到本次存款事务执行完成，其他事务才可以访问账户的余额。这样在读取记录的时候就需要对其进行加锁操作，这样也就意味着读操作和写操作也像写-写操作那样排队执行。
脏读的产生是因为当前事务读取了另一个未提交事务写的一条记录，如果另一个事务在写记录的时候就给这条记录加锁，那么当前事务就无法继续读取该记录了，所以也就不会有脏读问题的产生了。
不可重复读的产生是因为当前事务先读取一条记录，另外一个事务对该记录做了改动之后并提交之后，当前事务再次读取时会获得不同的值，如果在当前事务读取记录时就给该记录加锁，那么另一个事务就无法修改该记录，自然也不会发生不可重复读了
幻读问题的产生是因为当前事务读取了一个范围的记录，然后另外的事务向该范围内插入了新记录，当前事务再次读取该范围的记录时发现了新插入的新记录。采用加锁的方式解决幻读问题就有一些麻烦，因为当前事务在第一次读取记录时幻影记录并不存在，所以读取的时候加锁就有点尴尬（因为你并不知道给谁加锁)
小结对比发现：
采用 MVCC 方式的话， 读-写 操作彼此并不冲突， 性能更高 。
采用 加锁 方式的话， 读-写 操作彼此需要 排队执行 ，影响性能。
一般情况下当然愿意采用 MVCC来解决 读-写 操作并发执行的问题，但是业务在某些特殊情况下，要求必须采用 加锁 的方式执行。下面就讲解下MySQL中不同类别的锁。、
3. 锁的不同角度分类
锁的分类图，如下：
3.1从数据操作的类型划分:读锁、写锁
对于数据库中并发事务的读-读情况并不会引起什么问题。对于写-写、读-写或写-读这些情况可能会引起一些问题，需要使用MVCC或者加锁的方式来解决它们。在使用加锁的方式解决问题时，由于既要允许读-读情况不受影响，又要使写-写、读-写或写-读情况中的操作相互阻塞，所以MySQL实现一个由两种类型的锁组成的锁系统来解决。这两种类型的锁通常被称为共享锁(Shared Lock，S Lock)和排他锁(Exclusive Lock，X Lock)，也叫读锁(readlock)和写锁(write lock)
读锁:也称为共享锁、英文用S表示。,针对同一份数据，多个事务的读操作可以同时进行而不会互相影响，相互不阻塞的。- 写锁:也称为
排他锁、英文用X表示。当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁。这样就能确保在给定的时间里，只有一个事务能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的同一资源
需要注意的是对于InnoDB引擎来说，读锁和写锁可以加在表上，也可以加在行上。
举例（行级读写锁)︰如果一个事务T1已经获得了某个行r的读锁，那么此时另外的一个事务T2是可以去获得这个行r的读锁的，因为读取操作并没有改变行r的数据;但是，如果某个事务T3想获得行r的写锁，则它必须等待事务T1、T2释放掉行r上的读锁才行。
总结:这里的兼容是指对同一张表或记录的锁的兼容性情况
| 兼容情况 | X锁 | S锁 |
| X锁 | 不兼容 | 不兼容 |
| S锁 | 不兼容 | 兼容 |
1.锁定读
在采用加锁方式解决脏读、不可重复读、幻读这些问题时，读取一条记录时需要获取该记录的S锁，其实是不严谨的，有时候需要在读取记录时就获取记录的X锁，来禁止别的事务读写该记录，为此MySQL提出了两种比较特殊的SELECT语句格式:
- 对读取的记录加
S锁∶
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE; #或 SELECT ... FOR SHARE;#(8.0新增语法)
在普通的SELECT语句后边加LOCK IN SHARE MODE，如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加S锁，这样允许别的事务继续获取这些记录的S锁（比方说别的事务也使用SELECT …LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录)，但是不能获取这些记录的X锁(比如使用SELECT … FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录)。如果别的事务想要获取这些记录的X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的S锁释放掉
对读取的记录加X锁:
SELECT ... FOR UPDATE;
在普通的SELECT语句后边加FOR UPDATE，如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加X锁，这样既不允许别的事务获取这些记录的S锁(比方说别的事务使用SELECT … LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录)，也不允许获取这些记录的X锁(比如使用SELECT … FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录)。如果别的事务想要获取这些记录的S锁或者X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的X锁释放掉
演示S->S S->X X->S X->X
事务A
use atguigudb3; begin; select * from account lock in share mode;
事务B
begin; select * from account lock in share mode;
事务C
begin; select * from account for update; ###阻塞
事务A&B
commit;
事务C
+----+--------+---------+ | id | name | balance | +----+--------+---------+ | 1 | 张三 | 40 | | 2 | 李四 | 0 | | 3 | 王五 | 100 | +----+--------+---------+ 3 rows in set (15.88 sec)
MySQL8.0新特性:
在5.7及之前的版本，SELECT …FOR UPDATE，如果获取不到锁，会一直等待，直到
innodb_lock_wait_timeout超时。在8.0版本中，在SELECT …FOR UPDATE，SELECT …FOR SHARE后添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法，跳过锁等待，或者跳过锁定。
通过添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法，能够立即返回。如果查询的行已经加锁:
那么NOWAIT会立即报错返回
而SKIP LOCKED也会立即返回，只是返回的结果中不包含被锁定的行。
演示
#事务一 begin ; select * from account for update; /* +-- --+--------+- ------ + | id | NAME| balance| | 1 │ 张三| 40.00| | 2 | 李四| 0.00 | | 3 | 王五| 100.00| +--- -+--------+-- */ #事务二 begin ; select * from account for update nowait; #报错 #ERROR 3572 (HYO00): Statement aborted because lock(s) could not be acquired immediately and NOMAIT is set. select * from account for update skip locked; #Empty set (o.00 sec) commit; #Query Ok,o rows affected ( sec)
2.写操作
平常所用到的写操作无非是 DELETE、UPDATE、INSERT 这三种:
DELETE:
对一条记录做DELETE操作的过程其实是先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取这条记录的X锁，再执行delete mark操作。也可以把这个定位待删除记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。
UPDATE︰在对一条记录做UPDATE操作时分为三种情况:
情况1: 未修改该记录的键值，并且被更新的列占用的存储空间在修改前后未发生变化。
则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后再获取一下记录的X锁，最后在原记录的位置进行修改操作。也可以把这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。
情况2∶未修改该记录的键值，并且至少有一个被更新的列占用的存储空间在修改前后发生变化。
则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取一下记录的X锁，将该记录彻底删除掉（就是把记录彻底移入垃圾链表)，最后再插入一条新记录。这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读，新插入的记录由INSERT操作提供的隐式锁进行保护。
情况3∶ 修改了该记录的键值，则相当于在原记录上做DELETE操作之后再来一次INSERT操作，加锁操作就需要按照DELETE和INSERT的规则进行了。
INSERT :
一般情况下，新插入一条记录的操作并不加锁,通过一种称之为隐式锁的结构来保护这条新插入的记录在本事务提交前不被别的事务访问。
