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話不多說，直接開車

事務并發訪問情況

讀-讀 情況

• 并發事務讀取相同的數據，并不會對數據造成影響，允許并發讀

寫-寫 情況

• 多事務并發寫寫時會發生臟寫的情況，不過任何一個事務隔離級別都不允許此情況發生，通過加鎖來杜絕臟寫

臟寫

• 事務T1 將數據改成了A,但是還未提交，可此時事務T2又將數據改成了B，覆蓋了事務T1的更改，T1更新丟失，這種情況叫做臟寫

加鎖

• 例如，現在事務T1,T2對這條記錄進行并發更改，剛才說是隔離級別是通過加鎖來杜絕此臟寫的，流程如下

 

這個鎖結構中有兩個比較關鍵的信息(其實還有很多信息，后面再聊)

 

 

• trx信息：表示這個鎖結構是和哪個事務所關聯的
• is_waiting信息：表示當前事務是否正在等待
• 事務T1 將數據改成了A,但是還未提交，可此時事務T2又將數據改成了B，覆蓋了事務T1的更改，T1更新丟失，這種情況叫做臟寫

Q：能描述一下兩個事務并發修改同一條數據時，mysql這個鎖是怎么避免臟寫的嗎?

A ：事務T1在更改這條數據前，就先內存中生成一把鎖與此數據相關聯(is_waiting為false,代表沒有等待)，然后咔咔一頓操作更改數據，這個時候，事務T2來了，發現此記錄已經有一把鎖與之相關聯了(就是T1那一把鎖)，然后就開始等待(is_waiting為true代表正在等待)，事務T1更改完數據提交事務后，就會把此事務對應的所結構釋放掉，然后檢測一下還有沒有與此記錄相關聯的鎖，結果發現T2還在苦苦的等待，就把T2的鎖結構的(is_waiting為false,代表沒有等待)然后把T2事務對應的線程喚醒，T2獲取鎖成功繼續執行，總體流程如上。

讀-寫 /寫-讀 情況

在讀-寫 / 寫 -讀的情況下會出現臟讀，不可重復讀，幻讀的現象，不同的隔離級別可以避免不同的問題，具體相關內容可以看小杰的這篇文章 京東面試官問我：“聊聊MySql事務,MVCC?”

不過貼心的我還是列出來了 注：√代表可能發生，×代表不可能發生

隔離級別	臟讀	不可重復讀	幻讀
讀未提交（read uncommitted RU）	√	√	√
讀提交（read committed RC）	×	√	√
可重復讀（repeatable read RR）	×	×	√
串行化（serializable ）	×	×	×

但是 RR在某些程度上避免了幻讀的發生

怎么避免臟讀、不可重復讀、幻讀這些現象呢?其實有兩種方案

• 方案一 ：讀操作使用MVCC，寫操作進行加鎖
  • mvcc里面最重要的莫過于ReadView了，它的存在保證了事務不可以讀取到未提交的事務所作的更改，避免了臟讀。
  • 在RC隔離級別下，每次select讀操作都會生成ReadView
  • 在RR隔離級別下，只有第一次select讀操作才會生成ReadView，之后的select讀操作都復用這一個ReadView

方案二：讀寫操作都用加鎖

某些業務場景不允許讀取舊記錄的值，每次讀取都要讀取最新的值。例如銀行取款事務中，先把余額讀取出來，再對余額進行操作。當這個事務在讀取余額時，不允許其他事務對此余額進行訪問讀取，直到取款事務結束后才可以訪問余額。所以在讀數據的時候也要加鎖

鎖分類

當使用讀寫都加鎖這個方案來避免并發事務寫-寫、讀-寫、寫-讀時而產生的臟讀，不可重復讀，幻讀現象時，那么這個鎖它就要做到，讀讀時不相互影響，上面三種情況時要相互阻塞，這時鎖也分了好幾類，我們繼續往下看

鎖定讀

• 共享鎖(Shared Lock)：簡稱S鎖，在事務要讀取一條記錄時，需要先獲取該記錄的S鎖
• 獨占鎖(Exclusive Lock)：簡稱X鎖，也稱排他鎖，在事務要改動一條記錄時，需要先獲取該記錄的X鎖

他們之間兼容關系如下 √代表可以兼容，×代表不可兼容

兼容性	S鎖	X鎖
S鎖	√	×
X鎖	×	×

事務T1獲取某記錄的S鎖后，

• 事務T2也可以獲取此記錄的S鎖，(兼容)
• 事務T2不可以獲取此記錄的X鎖，直到T1提交后將S鎖釋放 (不兼容)

事務T1獲取某記錄的X鎖后，

• 事務T2不可以獲取此記錄的S鎖，直到T1提交后將X鎖釋放 (不兼容)
• 事務T2不可以獲取此記錄的X鎖，直到T1提交后將X鎖釋放 (不兼容)

鎖定讀語句

SELECT .. LOCK IN SHARE MODE   # 對讀取的記錄添加S鎖 
 
SELECT .. FOR UPDATE # 對讀取的記錄添加X鎖 

多粒度鎖

前面提到的鎖都是針對記錄的，其實一個事務也可以在表級進行加鎖(S鎖、X鎖)

• T1給表加了S鎖，那么
  • T2可以繼續獲取此表的S鎖
  • T2可以繼續獲取此表中的某些記錄的S鎖
  • T2不可以繼續獲取此表的X鎖
  • T2不可以繼續獲取此表中的某些記錄的X鎖
• T1給表加了X鎖，那么
  • T2不可以繼續獲取此表的S鎖
  • T2不可以繼續獲取此表中的某些記錄的S鎖
  • T2不可以繼續獲取此表的X鎖
  • T2不可以繼續獲取此表中的某些記錄的X鎖

可是怎么可能平白無故的就給表加鎖呢，難道沒什么條件嗎?答案是肯定有條件的

• 若想給表加S鎖，得先確保表中記錄沒有X鎖
• 若想給表加X鎖，得先確保表中記錄沒有X鎖和S鎖

但是這個怎么確保呢?難道要一行一行的遍歷表中的所有數據嗎?當然不是啦，聰明的大佬們想出了下面這兩把鎖

• 意向共享鎖(Intention Shared Lock):簡稱IS鎖，當事務準備在某記錄上加S鎖時，需要先在表級別加上一個IS鎖
• 意向獨占鎖(Intention Exclusive Lock):簡稱IX鎖，當事務準備在某記錄上加X鎖時，需要先在表級別加上一個IX鎖

讓我們來看下加上這兩把鎖之后的效果是什么樣子的

• 當想給記錄加S鎖時，先給表加一個IS鎖，然后再給記錄加S鎖

 

• 當想給記錄加X鎖時，先給表加IX鎖，然后再給記錄加X鎖

 

然后 經過上面的操作之后

• 如果想給表加S鎖，先看下表加沒加IX鎖，如果有的話，則表明此表中的記錄有X鎖，則需要等到IX鎖釋放掉后才可以加S鎖

 

• 如果想給表加X鎖，先看下表加沒加IS鎖或者IX鎖，如果有的話，則表明此表中的記錄有S鎖或者X鎖，則需要等到IS鎖或者IX鎖釋放掉后才可以加X鎖

 

這幾種鎖的兼容性如下表

兼容性	IS鎖(表級鎖)	S鎖	IX鎖(表級鎖)	X鎖
IS鎖(表級鎖)	√	√	√	×
S鎖	√	√	×	×
IX鎖(表級鎖)	√	×	√	×
X鎖	×	×	×	×

• IS、IX鎖都是表級鎖，他們可以共存。
• 他們的提出僅僅是為了在之后加表級別的S鎖或者X鎖時可以快速判斷表中的記錄是否被上鎖，避免用遍歷的方式來查看一行一行的去查看而已

InnoDB中的行級鎖

Record Lock(記錄鎖)

• 官方名字 LOCK_REC_NOT_GAP
• 僅僅鎖住一條記錄
• 有S型和X型之分

Gap Lock(間隙鎖)

• 官方名字 LOCK_GAP
• 給某記錄加此鎖后，阻塞數據在此記錄和上一個記錄的間隙插入，但是不鎖定此記錄
• 有S型和X型之分，可是并沒有什么區別他們的作用是相同的，gap鎖的作用僅僅是為了防止插入幻影記錄而已，如果對一條記錄加了gap鎖(無論S/X型)并不會限制其他事務對這條記錄加Record Lock或者Gap Lock

Next-Key Lock(記錄鎖+間隙鎖)

• 官方名字 LOCK_ORDINARY
• 既可以鎖住某條記錄，又可以組織其他事務在該記錄面前插入新記錄

Insert Intention Lock(插入意向鎖鎖)

• 官方名字 LOCK_INSERT_INTENTION
• 事務在插入記錄時，如果插入的地方加了gap鎖，那么此事務需要等待，此時此事務在等待時也需要生成一個鎖結構，就是插入意向鎖

鎖內存結構

• 我們難道鎖一條記錄就要生成一個鎖結構嗎?

當然不是!

一個鎖結構

如果被加鎖的記錄符合下面四條狀態的話，那么這些記錄的鎖則會合到一個鎖結構中

• 在同一個事務中進行加鎖操作
• 被加鎖的記錄在同一個頁面中
• 加鎖的類型是一樣的
• 等待的狀態是一樣的

 

鎖結構信息

然后我們再來依此看下這個所結構每個部分的信息都是什么意思

 

• 鎖所在的事務信息：無論是表級鎖還是行級鎖，一個鎖屬于一個事務，這里記載著該鎖對應的信息
• 索引信息：對于行級鎖來說，需要記錄一下加鎖的記錄屬于哪個索引
• 表鎖/行鎖信息：行級鎖
  • Space_ID：記錄所在的表空間 *** Page Number**：記錄所在的頁號
  • n_bits：一條記錄對應著一個比特;一個頁面包含多條記錄，用不同的比特來區分到底是那一條記錄加了鎖,有個計算公式如下(公式中是取商)n_bits = (1+(n_recs+LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN)/ 8)x 8LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN是固定的值為64，n_recs指當前界面一共有多少條記錄(包含偽記錄以及在垃圾鏈表中的記錄)，
• type_mode：32比特的數

 

• lock_mode(鎖模式)：低4比特位表示
  • LOCK_AUTO_INC(十進制的4)：表示AUTO-INC鎖
  • LOCK_IS(十進制的0)：表示共享意向鎖，IS鎖
  • LOCK_IX(十進制的1)：表示獨占意向鎖，IX鎖
  • LOCK_S(十進制的2)：表示共享鎖，也就是S鎖
  • LOCK_X(十進制的3)：表示獨占鎖，也就是X鎖
• lock_type(鎖類型)：第5~8比特位表示
  • LOCK_TABLE(十進制的1)：當第5比特位設置為1時，表示表級鎖
  • LOCK_REC(十進制的32)：當第6比特位設置為1時，表示行級鎖
• rec_lock_type(行鎖的具體類型)：其余的比特位表示
  • 第9比特設置為1時，表示is_waiting為true,即當前事務獲取鎖失敗，處于等待狀態
  • 第9比特設置為0時，表示is_waiting為false,即當前事務獲取鎖成功
  • LOCK_ORDINARY(十進制的0)：表示next-key鎖
  • LOCK_GAP(十進制的512)：當第10比特位是1時，表示gap鎖
  • LOCK_REC_NOT_GAP(十進制的1024)：也就是當第11比特設置為1時，表示Record Lock(記錄鎖)
  • LOCK_INSERT_INTENTION(十進制的2048)：也就是當第12比特設置為1時，表示Insert Intention Lock(插入意向鎖)
  • LOCK_WAIT(十進制的256)：也就是當
• 其他信息：此文章不討論
• 一堆比特位：此文章不討論

舉個例子

事務T1 要給user表中的記錄加鎖，假設這些記錄存儲在表空間號為20，頁號為21的頁面上，T1給id=1的記錄加S型Record Lock鎖，假如當前頁面一共有5條記錄(3條用戶記錄和2條偽記錄)

過程：先給表加IS鎖，不過我們現在不關心，只關心行級鎖， 具體生成的所結構如下圖所示

 

 原文鏈接：https://mp.weixin.qq.com/s/Ne7U2fsZRWD3L-MhRlTJew