一文詳解-MySQL 事務(wù)和鎖

當多個用戶訪問同一份數(shù)據(jù)時，一個用戶在更改數(shù)據(jù)的過程中，可能有其他用戶同時發(fā)起更改請求，為保證數(shù)據(jù)庫記錄的更新從一個一致性狀態(tài)變?yōu)榱硗庖粋€一致性狀態(tài)，使用事務(wù)處理是非常必要的，事務(wù)具有以下四個特性：

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MySQL 提供了多種事務(wù)型存儲引擎，如 InnoDB 和 BDB 等，而 MyISAM 不支持事務(wù)。為了支持事務(wù)，InnoDB 存儲引擎引入了與事務(wù)處理相關(guān)的 REDO 日志和 UNDO 日志，同時事務(wù)依賴于 MySQL 提供的鎖機制

事務(wù)執(zhí)行時需要將執(zhí)行的事務(wù)日志寫入日志文件，對應(yīng)的文件為 REDO 日志。當每條 SQL 進行數(shù)據(jù)更新操作時，首先將 REDO 日志寫進日志緩沖區(qū)。當客戶端執(zhí)行 COMMIT 命令提交時，日志緩沖區(qū)的內(nèi)容將被刷新到磁盤，日志緩沖區(qū)的刷新方式或者時間間隔可以通過參數(shù) innodb_flush_log_at_trx_commit 控制

REDO 日志對應(yīng)磁盤上的 ib_logifleN 文件，該文件默認為 5MB，建議設(shè)置為 512MB，以便容納較大的事務(wù)。MySQL 崩潰恢復(fù)時會重新執(zhí)行 REDO 日志的記錄，恢復(fù)最新數(shù)據(jù)，保證已提交事務(wù)的持久性

與 REDO 日志相反，UNDO 日志主要用于事務(wù)異常時的數(shù)據(jù)回滾，具體內(nèi)容就是記錄數(shù)據(jù)被修改前的信息到 UNDO 緩沖區(qū)，然后在合適的時間將內(nèi)容刷新到磁盤

假如由于系統(tǒng)錯誤或者 rollback 操作而導(dǎo)致事務(wù)回滾，可以根據(jù) undo 日志回滾到?jīng)]修改前的狀態(tài)，保證未提交事務(wù)的原子性

與 REDO 日志不同的是，磁盤上不存在單獨的 UNDO 日志文件，所有的 UNDO 日志均存在表空間對應(yīng)的 .ibd 數(shù)據(jù)文件中，即使 MySQL 服務(wù)啟動了獨立表空間

在 MySQL 中，可以使用 BEGIN 開始事務(wù)，使用 COMMIT 結(jié)束事務(wù)，中間可以使用 ROLLBACK 回滾事務(wù)。MySQL 通過 SET AUTOCOMMIT、START TRANSACTION、COMMIT 和 ROLLBACK 等語句支持本地事務(wù)

MySQL 定義了四種隔離級別，指定事務(wù)中哪些數(shù)據(jù)改變其他事務(wù)可見、哪些數(shù)據(jù)該表其他事務(wù)不可見。低級別的隔離級別可以支持更高的并發(fā)處理，同時占用的系統(tǒng)資源更少

InnoDB 系統(tǒng)級事務(wù)隔離級別可以使用以下語句設(shè)置：

查看系統(tǒng)級事務(wù)隔離級別：

InnoDB 會話級事務(wù)隔離級別可以使用以下語句設(shè)置：

查看會話級事務(wù)隔離級別：

在該隔離級別，所有事務(wù)都可以看到其他未提交事務(wù)的執(zhí)行結(jié)果。讀取未提交的數(shù)據(jù)稱為臟讀（Dirty Read），即是：首先開啟 A 和 B 兩個事務(wù)，在 B 事務(wù)更新但未提交之前，A 事務(wù)讀取到了更新后的數(shù)據(jù)，但由于 B 事務(wù)回滾，導(dǎo)致 A 事務(wù)出現(xiàn)了臟讀現(xiàn)象

所有事務(wù)只能看見已經(jīng)提交事務(wù)所做的改變，此級別可以解決臟讀，但也會導(dǎo)致不可重復(fù)讀（Nonrepeatable Read）：首先開啟 A 和 B 兩個事務(wù)，A事務(wù)讀取了 B 事務(wù)的數(shù)據(jù)，在 B 事務(wù)更新并提交后，A 事務(wù)又讀取到了更新后的數(shù)據(jù)，此時就出現(xiàn)了同一 A 事務(wù)中的查詢出現(xiàn)了不同的查詢結(jié)果

MySQL 默認的事務(wù)隔離級別，能確保同一事務(wù)的多個實例在并發(fā)讀取數(shù)據(jù)時看到同樣的數(shù)據(jù)行，理論上會導(dǎo)致一個問題，幻讀（Phontom Read）。例如，第一個事務(wù)對一個表中的數(shù)據(jù)做了修改，這種修改會涉及表中的全部數(shù)據(jù)行，同時第二個事務(wù)也修改這個表中的數(shù)據(jù)，這次的修改是向表中插入一行新數(shù)據(jù)，此時就會發(fā)生操作第一個事務(wù)的用戶發(fā)現(xiàn)表中還有沒有修改的數(shù)據(jù)行

InnoDB 通過多版本并發(fā)控制機制（MVCC）解決了該問題：InnoDB 通過為每個數(shù)據(jù)行增加兩個隱含值的方式來實現(xiàn)，這兩個隱含值記錄了行的創(chuàng)建時間、過期時間以及每一行存儲時間發(fā)生時的系統(tǒng)版本號，每個查詢根據(jù)事務(wù)的版本號來查詢結(jié)果

通過強制事務(wù)排序，使其不可能相互沖突，從而解決幻讀問題。簡而言之，就是在每個讀的數(shù)據(jù)行上加上共享鎖實現(xiàn)，這個級別會導(dǎo)致大量的超時現(xiàn)象和鎖競爭，一般不推薦使用

為了解決數(shù)據(jù)庫并發(fā)控制問題，如走到同一時刻客戶端對同一張表做更新或者查詢操作，需要對并發(fā)操作進行控制，因此產(chǎn)生了鎖

共享鎖的粒度是行或者元組（多個行），一個事務(wù)獲取了共享鎖以后，可以對鎖定范圍內(nèi)的數(shù)據(jù)執(zhí)行讀操作

排他鎖的粒度與共享鎖相同，一個事務(wù)獲取排他鎖以后，可以對鎖定范圍內(nèi)的數(shù)據(jù)執(zhí)行寫操作

有兩個事務(wù) A 和 B，如果事務(wù) A 獲取了一個元組的共享鎖，事務(wù) B 還可以立即獲取這個元組的共享鎖，但不能獲取這個元組的排他鎖，必須等到事務(wù) A 釋放共享鎖之后。如果事務(wù) A 獲取了一個元組的排他鎖，事務(wù) B 不能立即獲取這個元組的共享鎖，也不能立即獲取這個元組的排他鎖，必須等到 A 釋放排他鎖之后

意向鎖是一種表鎖，鎖定的粒度是整張表，分為意向共享鎖和意向排他鎖。意向共享鎖表示一個事務(wù)有意對數(shù)據(jù)上共享鎖或者排他鎖。有意表示事務(wù)想執(zhí)行操作但還沒真正執(zhí)行

鎖的粒度主要分為表鎖和行鎖

表鎖的開銷最小，同時允許的并發(fā)量也是最小。MyISAM 存儲引擎使用該鎖機制。當要寫入數(shù)據(jù)時，整個表記錄被鎖，此時其他讀/寫動作一律等待。一些特定的動作，如 ALTER TABLE 執(zhí)行時使用的也是表鎖

行鎖可以支持最大的并發(fā)，InnoDB 存儲引擎使用該鎖機制。如果要支持并發(fā)讀/寫，建議采用 InnoDB 存儲引擎

深入理解MySQL數(shù)據(jù)庫各種鎖（總結(jié)）

MyISAM和InnoDB存儲引擎使用的鎖：

封鎖粒度?。?/p>

由于InnoDB存儲引擎支持的是行級別的鎖，因此意向鎖（因為意向鎖是表鎖）其實不會阻塞除全表掃以外的任何請求。故表級意向鎖與行級鎖的兼容性如下所示

參考

參考

行鎖的三種算法：

這條語句阻止其他事務(wù)插入10和20之間的數(shù)字，無論這個數(shù)字是否存在。 間隙可以跨越0個，單個或多個索引值。

共享鎖：

排他鎖：

樂觀鎖：總是假設(shè)最好的情況，每次去拿數(shù)據(jù)的時候都認為別人不會修改（天真）， 操作數(shù)據(jù)時不會上鎖 ，但是 更新時會判斷在此期間有沒有別的事務(wù)更新這個數(shù)據(jù)，若被更新過，則失敗重試 ；適用于讀多寫少的場景。

樂觀鎖的實現(xiàn)方式 有：

關(guān)閉自動提交后，我們需要手動開啟事務(wù)。

上述就實現(xiàn)了悲觀鎖，悲觀鎖就是悲觀主義者，它會認為我們在事務(wù)A中操作數(shù)據(jù)1的時候，一定會有事務(wù)B來修改數(shù)據(jù)1,所以，在第2步我們將數(shù)據(jù)查詢出來后直接加上排它鎖（X）鎖，防止別的事務(wù)來修改事務(wù)1，直到我們commit后，才釋放了排它鎖。

Mysql中鎖的類型有哪些呢？

mysql鎖分為共享鎖和排他鎖，也叫做讀鎖和寫鎖。

讀鎖是共享的，可以通過lock in share mode實現(xiàn)，這時候只能讀不能寫。

寫鎖是排他的，它會阻塞其他的寫鎖和讀鎖。從顆粒度來區(qū)分，可以分為表鎖和?鎖兩種。

表鎖會鎖定整張表并且阻塞其他?戶對該表的所有讀寫操作，?如alter修改表結(jié)構(gòu)的時候會鎖表。

?鎖?可以分為樂觀鎖和悲觀鎖，悲觀鎖可以通過for update實現(xiàn)，樂觀鎖則通過版本號實現(xiàn)。