| 隔離級(jí)別 | 臟讀 | 不可重復(fù)讀 | 幻讀 |
|---|---|---|---|
| read uncommitted（未提交讀） | √ | √ | √ |
| read committed（提交讀） | × | √ | √ |
| repeatable read（可重復(fù)讀） | × | × | √ |
| serializable （可串行化） | × | × | × |
所以你看，MySQL是通過(guò)鎖和隔離級(jí)別對(duì)MySQL進(jìn)行并發(fā)控制的
InnoDB存儲(chǔ)引擎中有如下兩種類型的行級(jí)鎖
如果事務(wù)T1獲取了一條記錄的S鎖之后，事務(wù)T2也要訪問(wèn)這條記錄。如果事務(wù)T2想再獲取這個(gè)記錄的S鎖，可以成功，這種情況稱為鎖兼容，如果事務(wù)T2想再獲取這個(gè)記錄的X鎖，那么此操作會(huì)被阻塞，直到事務(wù)T1提交之后將S鎖釋放掉
如果事務(wù)T1獲取了一條記錄的X鎖之后，那么不管事務(wù)T2接著想獲取該記錄的S鎖還是X鎖都會(huì)被阻塞，直到事務(wù)1提交，這種情況稱為鎖不兼容。
多個(gè)事務(wù)可以同時(shí)讀取記錄，即共享鎖之間不互斥，但共享鎖會(huì)阻塞排他鎖。排他鎖之間互斥
S鎖和X鎖之間的兼容關(guān)系如下
| 兼容性 | X鎖 | S鎖 |
|---|---|---|
| X鎖 | 互斥 | 互斥 |
| S鎖 | 互斥 | 兼容 |
update，delete，insert 都會(huì)自動(dòng)給涉及到的數(shù)據(jù)加上排他鎖，select 語(yǔ)句默認(rèn)不會(huì)加任何鎖
那什么情況下會(huì)對(duì)讀操作加鎖呢？
InnoDB中有如下三種鎖
寫個(gè)Demo演示一下
CREATE TABLE `girl` ( `id` int(11) NOT NULL, `name` varchar(255), `age` int(11), PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
insert into girl values (1, '西施', 20), (5, '王昭君', 23), (8, '貂蟬', 25), (10, '楊玉環(huán)', 26), (12, '陳圓圓', 20);
Record Lock
對(duì)單個(gè)記錄加鎖
如把id值為8的數(shù)據(jù)加一個(gè)Record Lock，示意圖如下
Record Lock也是有S鎖和X鎖之分的，兼容性和之前描述的一樣。
SQL執(zhí)行加什么樣的鎖受很多條件的制約，比如事務(wù)的隔離級(jí)別，執(zhí)行時(shí)使用的索引（如，聚集索引，非聚集索引等），因此就不詳細(xì)分析了，舉幾個(gè)簡(jiǎn)單的例子。
-- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進(jìn)行等值查詢 -- 對(duì)id=8的記錄加S型Record Lock select * from girl where id = 8 lock in share mode; -- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主鍵進(jìn)行等值查詢 -- 對(duì)id=8的記錄加X型Record Lock select * from girl where id = 8 for update;
Gap Lock
鎖住記錄前面的間隙，不允許插入記錄
MySQL在可重復(fù)讀隔離級(jí)別下可以通過(guò)MVCC和加鎖來(lái)解決幻讀問(wèn)題
當(dāng)前讀：加鎖
快照讀：MVCC
但是該如何加鎖呢？因?yàn)榈谝淮螆?zhí)行讀取操作的時(shí)候，這些幻影記錄并不存在，我們沒(méi)有辦法加Record Lock，此時(shí)可以通過(guò)加Gap Lock解決，即對(duì)間隙加鎖。
如一個(gè)事務(wù)對(duì)id=8的記錄加間隙鎖，則意味著不允許別的事務(wù)在id=8的記錄前面的間隙插入新記錄，即id值在(5, 8)這個(gè)區(qū)間內(nèi)的記錄是不允許立即插入的。直到加間隙鎖的事務(wù)提交后，id值在(5, 8)這個(gè)區(qū)間中的記錄才可以被提交
我們來(lái)看如下一個(gè)SQL的加鎖過(guò)程
-- REPEATABLE READ 利用主鍵進(jìn)行等值查詢 -- 但是主鍵值并不存在 -- 對(duì)id=8的聚集索引記錄加Gap Lock SELECT * FROM girl WHERE id = 7 LOCK IN SHARE MODE;
由于id=7的記錄不存在，為了禁止幻讀現(xiàn)象（避免在同一事務(wù)下執(zhí)行相同的語(yǔ)句得到的結(jié)果集中有id=7的記錄），所以在當(dāng)前事務(wù)提交前我們要預(yù)防別的事務(wù)插入id=7的記錄，此時(shí)在id=8的記錄上加一個(gè)Gap Lock即可，即不允許別的事務(wù)插入id值在(5, 8)這個(gè)區(qū)間的新記錄
給大家提一個(gè)問(wèn)題，Gap Lock只能鎖定記錄前面的間隙，那么最后一條記錄后面的間隙該怎么鎖定？
其實(shí)mysql數(shù)據(jù)是存在頁(yè)中的，每個(gè)頁(yè)有2個(gè)偽記錄
為了防止其它事務(wù)插入id值在(12, +∞)這個(gè)區(qū)間的記錄，我們可以給id=12記錄所在頁(yè)面的Supremum記錄加上一個(gè)gap鎖，此時(shí)就可以阻止其他事務(wù)插入id值在(12, +∞)這個(gè)區(qū)間的新記錄
Next-key Lock
同時(shí)鎖住數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙，即數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)前面的間隙都不允許插入記錄
所以你可以這樣理解Next-key Lock=Record Lock+Gap Lock
-- REPEATABLE READ 利用主鍵進(jìn)行范圍查詢 -- 對(duì)id=8的聚集索引記錄加S型Record Lock -- 對(duì)id>8的所有聚集索引記錄加S型Next-key Lock（包括Supremum偽記錄） SELECT * FROM girl WHERE id >= 8 LOCK IN SHARE MODE;
因?yàn)橐鉀Q幻讀的問(wèn)題，所以需要禁別的事務(wù)插入id>=8的記錄，所以
表鎖也有S鎖和X鎖之分
在對(duì)某個(gè)表執(zhí)行select，insert，update，delete語(yǔ)句時(shí)，innodb存儲(chǔ)引擎是不會(huì)為這個(gè)表添加表級(jí)別的S鎖或者X鎖。
在對(duì)表執(zhí)行一些諸如ALTER TABLE，DROP TABLE這類的DDL語(yǔ)句時(shí)，會(huì)對(duì)這個(gè)表加X鎖，因此其他事務(wù)對(duì)這個(gè)表執(zhí)行諸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的語(yǔ)句會(huì)發(fā)生阻塞
在系統(tǒng)變量autocommit=0，innodb_table_locks = 1時(shí)，手動(dòng)獲取InnoDB存儲(chǔ)引擎提供的表t的S鎖或者X鎖，可以這么寫
對(duì)表t加表級(jí)別的S鎖
lock tables t read
對(duì)表t加表級(jí)別的X鎖
lock tables t write
如果一個(gè)事務(wù)給表加了S鎖，那么
如果一個(gè)事務(wù)給表加了X鎖，那么
所以修改線上的表時(shí)一定要小心，因?yàn)闀?huì)使大量事務(wù)阻塞，目前有很多成熟的修改線上表的方法，不再贅述
讀未提交：每次讀取最新的記錄，沒(méi)有做特殊處理
串行化：事務(wù)串行執(zhí)行，不會(huì)產(chǎn)生并發(fā)
所以我們重點(diǎn)關(guān)注讀已提交和可重復(fù)讀的隔離實(shí)現(xiàn)！
這兩種隔離級(jí)別是通過(guò)MVCC（多版本并發(fā)控制）來(lái)實(shí)現(xiàn)的，本質(zhì)就是MySQL通過(guò)undolog存儲(chǔ)了多個(gè)版本的歷史數(shù)據(jù)，根據(jù)規(guī)則讀取某一歷史版本的數(shù)據(jù)，這樣就可以在無(wú)鎖的情況下實(shí)現(xiàn)讀寫并行，提高數(shù)據(jù)庫(kù)性能
那么undolog是如何存儲(chǔ)修改前的記錄？
對(duì)于使用InnoDB存儲(chǔ)引擎的表來(lái)說(shuō)，聚集索引記錄中都包含下面2個(gè)必要的隱藏列
trx_id：一個(gè)事務(wù)每次對(duì)某條聚集索引記錄進(jìn)行改動(dòng)時(shí)，都會(huì)把該事務(wù)的事務(wù)id賦值給trx_id隱藏列
roll_pointer：每次對(duì)某條聚集索引記錄進(jìn)行改動(dòng)時(shí)，都會(huì)把舊的版本寫入undo日志中。這個(gè)隱藏列就相當(dāng)于一個(gè)指針，通過(guò)他找到該記錄修改前的信息
如果一個(gè)記錄的name從貂蟬被依次改為王昭君，西施，會(huì)有如下的記錄，多個(gè)記錄構(gòu)成了一個(gè)版本鏈
為了判斷版本鏈中哪個(gè)版本對(duì)當(dāng)前事務(wù)是可見的，MySQL設(shè)計(jì)出了ReadView的概念。4個(gè)重要的內(nèi)容如下
當(dāng)對(duì)表中的記錄進(jìn)行改動(dòng)時(shí)，執(zhí)行insert，delete，update這些語(yǔ)句時(shí)，才會(huì)為事務(wù)分配唯一的事務(wù)id，否則一個(gè)事務(wù)的事務(wù)id值默認(rèn)為0。
max_trx_id并不是m_ids中的最大值，事務(wù)id是遞增分配的。比如現(xiàn)在有事務(wù)id為1，2，3這三個(gè)事務(wù)，之后事務(wù)id為3的事務(wù)提交了，當(dāng)有一個(gè)新的事務(wù)生成ReadView時(shí)，m_ids的值就包括1和2，min_trx_id的值就是1，max_trx_id的值就是4
執(zhí)行過(guò)程如下：
好了，我們知道了版本可見性的獲取規(guī)則，那么是怎么實(shí)現(xiàn)讀已提交和可重復(fù)讀的呢？
其實(shí)很簡(jiǎn)單，就是生成ReadView的時(shí)機(jī)不同
舉個(gè)例子，先建立如下表
CREATE TABLE `girl` ( `id` int(11) NOT NULL, `name` varchar(255), `age` int(11), PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
Read Committed（讀已提交），每次讀取數(shù)據(jù)前都生成一個(gè)ReadView
下面是3個(gè)事務(wù)執(zhí)行的過(guò)程，一行代表一個(gè)時(shí)間點(diǎn)
先分析一下5這個(gè)時(shí)間點(diǎn)select的執(zhí)行過(guò)程
再分析一下8這個(gè)時(shí)間點(diǎn)select的執(zhí)行過(guò)程
當(dāng)事務(wù)id為200的事務(wù)提交時(shí)，查詢得到的name列為楊玉環(huán)。
Repeatable Read（可重復(fù)讀），在第一次讀取數(shù)據(jù)時(shí)生成一個(gè)ReadView
可重復(fù)讀因?yàn)橹辉诘谝淮巫x取數(shù)據(jù)的時(shí)候生成ReadView，所以每次讀到的是相同的版本，即name值一直為貂蟬，具體的過(guò)程上面已經(jīng)演示了兩遍了，我這里就不重復(fù)演示了，相信你一定會(huì)自己分析了。
[1]https://souche.yuque.com/bggh1p/8961260/gyzlaf
[2]https://zhuanlan.zhihu.com/p/35477890
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