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关于mysql:MySQL高级锁和事务笔记

jiezi

学习《MySQL 高级》锁和事务，并参考其余优良相干文章整顿的笔记

表锁

读锁会阻塞写，然而不会梗塞读；写锁会把读锁和写锁都阻塞。

详解：
会话 s1 给表 A 加读锁，s1、s2……都不可写表 A，可读表 A；
会话 s1 给表 A 加写锁，s1 可对表 A 增删改查，s2、s3 等未拿到锁的会话，既不能查也不能写；
会话 s1 不论是表 A 加读锁还是写锁，须要等表 A 的锁开释后能力操作其余 没有加锁的表（能够给多个表加锁，同时操作多个表）。

PS：读锁，又叫共享锁（S 锁）；写锁，又叫排他锁（X 锁）。

行锁

行锁反对事务

事务

什么是事务？事务是数据库操作的最小工作单元，组合一组操作一起提交，要么执行都胜利（commit），要么执行都不胜利（rollback）。

事务的个性（ACID）

  • Atomicity：原子性
  • Consistency：一致性
  • Isolation：隔离性
  • Durability：持久性

原子性

事务被视为不可分割的最小单元，事务的所有操作要么全副胜利，要么全副失败回滚。

一致性

数据库在事务执行前后都放弃一致性状态，在一致性状态下，所有事务对一个数据的读取后果都是雷同的。

隔离性

一个事务所做的批改在最终提交以前，对其余事务是不可见的。

持久性

一旦事务提交，则其所做的批改将会永远保留到数据库中。即便零碎产生解体，事务执行的后果也不能丢。

并发事务处理带来了哪些问题

  • 更新失落 (Lost Update)
  • 脏读 (Dirty Reads)
  • 不可反复读 (Not-Repeatable Reads)
  • 幻读 (Phantom Reads)

更新失落

当两个或多个事务抉择同一行，而后基于最后选定的值更新该行时，因为每个事务都不晓得其余事务的存在，就会产生失落更新问题。最初的 更新笼罩 了由其余事务所做的更新。

脏读

一句话：事务 A 读取到了事务 B 已批改但尚未提交 的数据，还在这个数据根底上做了操作。此时，如果 B 事务回滚，A 读取的数据有效，不合乎一致性要求。

不可反复读

一个事务在读取某些数据后的某个工夫，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据曾经产生了扭转、或某些记录曾经被删除了！这种景象就叫做“不可反复读”。

一句话：事务 A 读取到了事务 B 已批改且已提交 的数据，不合乎隔离性

幻读

一个事务 按雷同的查问条件 从新读取以前检索过的数据，却发现其余事务插入了满足其查问条件的 新数据，这种景象就称为“幻读”。

一句话：事务 A 读取到了事务 B 新增且已提交 的数据，不合乎隔离性。

PS: 认真了解加黑的中央，脏读、不可反复读、幻读的区别高深莫测。

事务的隔离级别

读未提交（READ UNCOMMITTED）

事务中的批改，即便没有提交，对其余事务也是可见的。

读已提交（READ COMMITTED）

一个事务只能读取曾经提交的事务所做的批改。换句话说，一个事务所做的批改在提交之前对其余事务是不可见的。

可反复读（REPEATABLE READ）（默认级别）

保障在同一个事务中屡次读取同样数据的后果是一样的。

可串行化（SERIALIZABLE）

强制事务串行执行。

每种隔离级别以及会呈现的问题汇总表

隔离级别 脏读 不可反复读 幻影读
未提交读 √ √ √
提交读 × √ √
可反复读 × × √
可串行化 × × ×

查看以后数据库的事务隔离级别：

show variables like 'tx_isolation';

《MySQL 实战 45 讲》03 | 事务隔离：为什么你改了我还看不见？一文解析的更加清晰明了

行锁降级表锁

如果 A 事务依据条件 a = 1 更新时，索引生效，事务未提交前；B 事务依据条件 a = 10 更新时，会被阻塞。由此可见，插入时索引生效导致行锁降级为表锁。

总结：没有索引或者索引生效更新数据时，InnoDB 的行锁降级为表锁。

间隙锁（Gap Lock）

什么是间隙锁？

当咱们用 范畴条件 而不是相等条件检索数据，并申请共享或排他锁时，InnoDB 会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；对于键值在条件范畴内但并不存在的记录，叫做“间隙(GAP)”。

InnoDB 也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制就是所谓的间隙锁(Gap Lock)。

Next-Key Lock = Record Lock（行锁）+ Gap Lock（间隙锁），它不仅锁定一个记录上的索引，也锁定索引之间的间隙。

危害

因为 Query 执行过程中通过范畴查找的话，他会锁定整个范畴内所有的索引键值，即便这个键值并不存在。

间隙锁有一个比拟致命的弱点，就是当锁定一个范畴键值之后，即便某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无奈插入锁定键值范畴内的任何数据。在某些场景下这可能会对性能造成很大的危害。

如何给某一行数据加锁？

# session 1
> begin; # 开启手动事务
> select * from test where a = 8 for update; # 锁住 a = 8 的这行记录

// 此时其余 session 是不能更新此行数据的，直到 session1 会话提交事务，才会将此行的锁开释

> commit; # 手动提交事务

补充：乐观锁和乐观锁

乐观锁和乐观锁并不是仅限于数据库的锁，它们是两种思维，用于 解决并发场景下的数据竞争 问题。

乐观锁

乐观锁：在操作数据时比拟“乐观”，总认为会有其他人同时批改数据，所以在操作数据时会先把数据加锁，直到操作结束才开释锁，加锁期间其他人不能批改数据。

乐观锁

乐观锁：在操作数据时比拟“乐观”，总认为不会有人同时批改数据，所以在操作数据时不会加锁。更新数据的时候，判断一下在查问后到更新这段时间数据有没有被其他人批改，若他人没有批改数据，则本人失常执行。若他人批改了数据，则本人放弃操作。

乐观锁不加锁并不意味着对数据不负责。它有两种实现形式：CAS 机制 和版本号机制。

1.CAS 机制（Compare And Swap）

CAS 操作包含了 3 个操作数：

  • 须要读写的内存地位(V)
  • 进行比拟的预期值(A)
  • 拟写入的新值(B)

CAS 操作逻辑 ：如果内存地位 V 的值等于预期的 A 值，则将该地位更新为新值 B，否则不进行任何操作。
许多 CAS 的操作是 自旋 的：如果操作不胜利，会始终重试，直到操作胜利为止。

CAS 蕴含了 Compare 和Swap两个操作，它是由 CPU 反对的原子操作，通过硬件放弃原子性。

2. 版本号机制

实现思路：在数据记录中减少一个 version（版本号）字段，每次数据被批改时版本号减少 1。

当一个会话操作中，先把数据查出，执行操作，对数据进行批改时，
比对版本号是否发生变化，若雷同则证实没有人批改，失常执行批改操作；
若版本号不雷同，则示意这段时间有其余会话操作批改了数据，以后会话须要放弃操作。

乐观锁和乐观锁的优缺点和实用场景？CAS 有哪些毛病？

详见【BAT 面试题系列】面试官：你理解乐观锁和乐观锁吗？

总结

Innodb 存储引擎实现了行锁，反对事务；MyISAM 存储引擎是表锁。

行锁的 性能损耗 要比表锁更大，但整体 并发解决能力 要比表锁更强。

[参考]

MySQL 高级_行锁实践
MySQL 高级_索引生效行锁变表锁
MySQL 高级_间隙锁危害
MySQL 高级_如何锁定一行
打工四年总结的数据库知识点
【BAT 面试题系列】面试官：你理解乐观锁和乐观锁吗？

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