對于DB來說,經(jīng)常會面對并發(fā)問題逻锐，但是開發(fā)的時候DB總是能很好的解決并發(fā)的問題。那么面對并發(fā)DB是怎么進(jìn)行控制的呢？之前一段時間總是對Mysql的鎖機(jī)制概念十分模糊，什么時候加鎖馍刮？加什么鎖？鎖住之后會是怎么樣窃蹋？
需要明確的點(diǎn)####
首先卡啰，鎖是為了解決數(shù)據(jù)庫事務(wù)并發(fā)問題引入的特性静稻，在Mysql中鎖的行為是和mysql隔離機(jī)制有關(guān)的，畢竟鎖是用來解決DB的隔離性和一致性的匈辱。并不是任何操作都是需要加鎖的振湾，讀操作是不加鎖的，當(dāng)然也可以顯式的加鎖（lock in share mode或for update)亡脸。
Mysql鎖的類型####
Mysql因?yàn)橛泻芏喾N存儲引擎押搪，導(dǎo)致它的實(shí)現(xiàn)也是五花八門，但是最常用的就應(yīng)該是MyISAM和InnoDB了浅碾。對于兩者的區(qū)別之前也寫過大州，其中有一點(diǎn)是MyISAM鎖級別是表級而InnoDB的鎖級別是行級（當(dāng)然InnoDB也有表級鎖）。mysql鎖的類別如下：
表級鎖：開銷小垂谢，加鎖快摧茴；不會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度大埂陆，發(fā)生鎖沖突的概率最高,并發(fā)度最低。
行級鎖：開銷大娃豹，加鎖慢焚虱；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度最小懂版，發(fā)生鎖沖突的概率最低,并發(fā)度也最高鹃栽。
頁面鎖：開銷和加鎖時間界于表鎖和行鎖之間；會出現(xiàn)死鎖躯畴；鎖定粒度界于表鎖和行鎖之間民鼓，并發(fā)度一般。
不同的鎖粒度決定了不同引擎的應(yīng)用場景蓬抄，我們最常用的表級鎖的引擎是MyISAM和InnoDB丰嘉，行級引擎是InnoDB。至于頁級鎖的引擎常用的是Berkeley DB嚷缭。
Mysql的鎖####
Mysql的鎖主要為兩種：共享鎖（S Lock）和排他鎖（X Lock)饮亏。從字面上我們可以理解，共享鎖就是多個事務(wù)可以共享阅爽，互相兼容路幸。而排他鎖則是多個事務(wù)不兼容互相排斥。
如果一個事務(wù)T1獲得了r行的共享鎖付翁，那么另外一個事務(wù)T2可以立即獲得r的共享鎖简肴，這種情況稱為“鎖兼容”。如果有T3想獲得r行的排他鎖必須等到T1百侧、T2釋放r行的共享鎖砰识，這種稱為“鎖不兼容”能扒，下表對應(yīng)的是鎖兼容性：
可以看到只有共享鎖是兼容的，也就是說讀請求和讀請求之間是沒有影響的仍翰。
InnoDB為了支持在不同粒度上加鎖操作赫粥，InnoDB支持另一種加鎖機(jī)制——意向鎖。意向鎖的意思很簡單予借，就是有意愿進(jìn)行加鎖越平。
意向共享鎖（IS Lock）:事務(wù)想要獲取一張表中的某幾行共享鎖。
意向排他鎖（IX Lock）:事務(wù)想要獲取一張表中的某幾行的排它鎖灵迫。
由于InnoDB支持的行級別的鎖秦叛，因此意向鎖其實(shí)不會阻塞除全表掃描意外的任何請求。意向鎖的兼容性如下所示：
意向鎖和意向鎖之間是完全兼容的瀑粥，但是意向鎖和共享鎖以及排它鎖可能是有互斥性的挣跋。因?yàn)橐庀蜴i的鎖粒度是表級鎖，所以在全表掃描是往往會對表加鎖狞换，那么此時就會發(fā)生鎖沖突避咆。
之前一直不明白意向鎖到底是干什么的，相信很多人和我一樣修噪，后來查了很多資料才知道查库，有一個很形象的例子：
如果你家小區(qū)有一個保安，那么就能避免經(jīng)常有人去按你家的門鎖...
保安就是意向鎖黄琼，它能避免經(jīng)常有請求去請求行級鎖樊销，因?yàn)樵L問行級鎖也是有一定開銷的。
上面說的東西概念性都比較強(qiáng)脏款，但是千萬別被誤導(dǎo)围苫，因?yàn)樯厦娴母拍钤趯?shí)際的查詢中不一定全都會使用，例如mysql的讀操作撤师，通常是不會加鎖的（和隔離機(jī)制有關(guān)）剂府，也就是說通常的讀操作是不加鎖的，而是通過mvcc去解決的丈氓，對于通常的寫請求周循，insert、update万俗、delete通常會加行鎖湾笛、間隙鎖或表鎖（這和索引是有關(guān)系的），這些鎖通常是排他的闰歪，會阻塞其他的事務(wù)寫事務(wù)嚎研。具體的情況需要結(jié)合隔離機(jī)制。
Mysql的隔離性####
隔離性是指一個事務(wù)所做的修改在最終提交之前，對其他的事務(wù)是不可見的临扮。
mysql的隔離性分為四個隔離級別论矾，不同的隔離級別有不同的特點(diǎn)和實(shí)現(xiàn)：
1.Read Uncommitted（臟讀）：從隔離級別的名稱可知，事務(wù)可以讀取到其他沒有commit的事務(wù)的修改杆勇，所以稱為臟讀贪壳，因?yàn)樽x取到了本來不應(yīng)該讀到的記錄，此事務(wù)隔離級別一般是不會用的蚜退，因?yàn)槿绻竺媪硪粋€事務(wù)rollback掉了闰靴，豈不是悲劇了？
2.Read Committed(提交讀钻注，也叫不可重復(fù)讀)：只能讀取到已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)蚂且。Oracle等多數(shù)數(shù)據(jù)庫默認(rèn)都是該級別 (不重復(fù)讀)。對于此級別的隔離幅恋，比較上面的臟讀是會嚴(yán)格一些的杏死，例如事務(wù)1開始查詢了一條記錄，但是隨后另一個事務(wù)2修改了本條記錄捆交，此時事務(wù)1再次進(jìn)行讀取淑翼，此時是讀取不到的因?yàn)槭聞?wù)2沒有進(jìn)行commit，隨后事務(wù)2commit品追，事務(wù)1再次讀取窒舟，可以讀到最新修改后的記錄。這比臟讀更加嚴(yán)格了一些诵盼，因?yàn)樽x取不到未提交的數(shù)據(jù)，但是此種隔離級別在同一個事務(wù)（事務(wù)1中）兩次讀取银还，讀取到了不同的結(jié)果风宁，這也就是不可重復(fù)讀。
在RC級別中蛹疯，數(shù)據(jù)的讀取都是不加鎖的戒财，但是數(shù)據(jù)的寫入、修改和刪除是需要加鎖的捺弦。
一個例子：
CREATE TABLE `student` (
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` varchar(100) NOT NULL,
`stu_id` int(11) NOT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `idx_student_id` (`stu_id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=5
+----+------+--------+
| id | name | stu_id |
+----+------+--------+
| 1 | 語文 | 1 |
| 2 | 數(shù)學(xué) | 2 |
| 3 | 英語 | 1 |
+----+------+--------+
3 rows in set
上面是student表內(nèi)的數(shù)據(jù)饮寞，接下來設(shè)置事務(wù)隔離級別為RC
SET session transaction isolation level read committed;
SET SESSION binlog_format = 'ROW';
接下來測試一下update的行鎖：
| T1 | T2 |
|---|---|
| update student set name = '生物' where stu_id = 2; | |
| update student set name = '生物' where stu_id = 2; | |
| 更新成功 | 阻塞 |
| commit | |
| 更新成功 |
上面的update例子說明，在更新記錄的時候會對此記錄加行鎖列吼，在事務(wù)沒有commit之前不會釋放鎖幽崩，所以事務(wù)2的更新會阻塞等待事務(wù)1的排它鎖，當(dāng)事務(wù)1Commit后寞钥，行鎖釋放事務(wù)2獲得行鎖慌申，更新成功。
其實(shí)mysql的鎖機(jī)制是通過對索引加鎖理郑，但是一旦更新不走索引會怎么樣蹄溉，答案是會全表掃描咨油，鎖表。所以在更新的時候盡量走索引柒爵，避免不必要的麻煩役电，具體這種索引和鎖的問題推薦一篇博客：http://hedengcheng.com/?p=771#_Toc374698322
接下來實(shí)驗(yàn)一下RC基本寫的不可重復(fù)讀：
事務(wù)1：
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected
mysql> select * from student where stu_id = 2;
+----+------+--------+
| id | name | stu_id |
+----+------+--------+
| 2 | 生物 | 2 |
+----+------+--------+
1 row in set
事務(wù)2：
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected
mysql> update student set name = '地理' where stu_id = 2;
Query OK, 1 row affected
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected
接下來事務(wù)1再次查詢：
mysql> select * from student where stu_id = 2;
+----+------+--------+
| id | name | stu_id |
+----+------+--------+
| 2 | 地理 | 2 |
+----+------+--------+
1 row in set
上述過程可見，帶事務(wù)1的一個事務(wù)中棉胀，兩次請求得到了不同的結(jié)果法瑟，就導(dǎo)致了不可重復(fù)讀的現(xiàn)象。
3.Repeatable Read（可重讀或者叫幻讀）：RR解決了臟讀的問題膏蚓，該級別保證了在同一個事務(wù)中多次讀取同樣記錄的結(jié)果是一致的瓢谢。
例子和上面RC中的例子一樣，只不過在事務(wù)2提交時驮瞧，事務(wù)1再次查詢是看不到事務(wù)1更新的記錄的氓扛，所以叫可重復(fù)讀，但是理論上這種方式只能解決更新問題论笔，但是解決不了新增的問題采郎，因?yàn)闊o論RC還是RR，mysql都是通過Mvcc(Multi-Version Concurrency Control )機(jī)制去實(shí)現(xiàn)的狂魔。
Mvcc是多版本的并發(fā)控制協(xié)議酌摇，它和基于鎖的并發(fā)控制最大的區(qū)別和優(yōu)點(diǎn)是：讀不加鎖，讀寫不沖突暑刃。它將每一個更新的數(shù)據(jù)標(biāo)記一個版本號铲敛，在更新時進(jìn)行版本號的遞增，插入時新建一個版本號籽孙，同時舊版本數(shù)據(jù)存儲在undo日志中烈评。
而對于讀操作，因?yàn)槎喟姹镜囊敕附ǎ头譃榭煺兆x和當(dāng)前讀讲冠。快照讀只是針對于目標(biāo)數(shù)據(jù)的版本小于等于當(dāng)前事務(wù)的版本號适瓦，也就是說讀數(shù)據(jù)的時候可能讀到舊的數(shù)據(jù)竿开，但是這種快照讀不需要加鎖，性能很高玻熙。當(dāng)前讀是讀取當(dāng)前數(shù)據(jù)的最新版本否彩，但是更新等操作會對數(shù)據(jù)進(jìn)行加鎖，所以當(dāng)前讀需要獲取記錄的行鎖嗦随，存在鎖爭用的問題胳搞。
RC和RR都是基于Mvcc實(shí)現(xiàn)，但是讀取的快照數(shù)據(jù)是不同的。RC級別下肌毅，對于快照讀筷转，讀取的總是最新的數(shù)據(jù)，也就出現(xiàn)了上面的例子悬而，一個事務(wù)中兩次讀到了不同的結(jié)果呜舒。而RR級別總是讀到小于等于此事務(wù)的數(shù)據(jù)，也就實(shí)現(xiàn)了可重讀笨奠。
下面是快照讀和當(dāng)前讀的常見操作:
- 快照讀：就是select
select * from table ....; - 當(dāng)前讀：特殊的讀操作(加共享鎖或排他鎖)袭蝗，插入/更新/刪除操作，需要加鎖般婆。
select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert;
update ;
delete;
其實(shí)Mysql實(shí)現(xiàn)的Mvcc并不純粹到腥，因?yàn)樵诋?dāng)前讀的時候需要對記錄進(jìn)行加鎖，而不是多版本競爭蔚袍。下面是具體操作時的Mvcc機(jī)制：
- SELECT時乡范，讀取創(chuàng)建版本號<=當(dāng)前事務(wù)版本號，刪除版本號為空或>當(dāng)前事務(wù)版本號啤咽。
- INSERT時晋辆，保存當(dāng)前事務(wù)版本號為行的創(chuàng)建版本號
- DELETE時，保存當(dāng)前事務(wù)版本號為行的刪除版本號
- UPDATE時宇整，插入一條新紀(jì)錄瓶佳，保存當(dāng)前事務(wù)版本號為行創(chuàng)建版本號，同時保存當(dāng)前事務(wù)版本號到原來刪除的行
上面說明了RR是如何解決重讀問題鳞青，但是眾所周知霸饲，RR有一個致命的問題就是幻讀，即只能解決另一個事務(wù)2更新對事務(wù)1不可見的問題臂拓，但是當(dāng)事務(wù)2新插入一行數(shù)據(jù)的時候贴彼，事務(wù)1還是可見，這就是幻讀問題埃儿。但是在實(shí)際使用中，我們發(fā)現(xiàn)并沒有發(fā)生“幻讀”問題融涣。那么童番，Mysql是如何解決幻讀問題的呢？
我們分兩個方面說：
1.快照讀：對于快照讀威鹿，其實(shí)是不會出現(xiàn)幻讀問題的剃斧，通過上面我們得知，select時只會讀取小于等于當(dāng)前事務(wù)版本的行忽你，但是新行的版本號是高于讀事務(wù)的幼东，那么新插入的行對之前的讀事務(wù)是不可見的。
2.當(dāng)前讀：因?yàn)楫?dāng)前讀，讀到的往往是最新的行數(shù)據(jù)根蟹，但是對于事務(wù)1更新了一行脓杉，同時事務(wù)2插入了一個新行（利用一個非唯一索引進(jìn)行更新），那么會利用gap鎖去控制新行的插入來避免這個問題简逮。一個例子看一下:
首先開啟事務(wù)A：
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected
mysql> select * from student where stu_id =3;
+----+------+--------+
| id | name | stu_id |
+----+------+--------+
| 2 | 化學(xué) | 3 |
+----+------+--------+
1 row in set
mysql> update student set name = "物理" where stu_id = 3;
Query OK, 1 row affected
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
接下來開啟事務(wù)B:
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected
mysql> insert into student(id,name,stu_id) values (5,"歷史",3);
Query OK, 1 row affected
我們可以看到球散，事務(wù)A在更新之后，事務(wù)B進(jìn)行插入操作的時候會阻塞散庶，但是這里使用的不是行鎖蕉堰，這就是因?yàn)閞r隔離模式下，mysql使用的是next-keylocking機(jī)制防止“當(dāng)前讀”的幻讀問題悲龟。如果不阻塞新插入的數(shù)據(jù)屋讶，那么就會導(dǎo)致更新之后，再次查詢時會發(fā)現(xiàn)部分?jǐn)?shù)據(jù)沒有更新须教，本意是按照索引更新所有的行皿渗，但是新插入的行沒有更新，這就會令我們很奇怪没卸。
那需要先說說Mysql里面特殊的鎖——Next-Key鎖：
Next-Key鎖是行鎖和Gap鎖（間隙鎖）的合體（可以理解為二者相加羹奉，因?yàn)間ap鎖是開區(qū)間的，加上行鎖正好是閉區(qū)間）约计。間隙鎖诀拭，顧名思義，是對一個間隙進(jìn)行加鎖煤蚌，間隙是索引的間隙耕挨，也就是說，更新的時候必須走索引尉桩，否則會將全表鎖住筒占。導(dǎo)致其他所有的寫操作全部阻塞。next-key鎖主要是針對非唯一索引蜘犁，因?yàn)槲ㄒ凰饕椭麈I索引每次只會定位到單條記錄翰苫，所以不需要next-key鎖，下面盜一張圖來理解下：
當(dāng)按照id（非唯一索引这橙，不是主鍵奏窑，主鍵是name）進(jìn)行更新或刪除的時候會先對id索引進(jìn)行加鎖，但加的是next_key鎖屈扎。因?yàn)樵赗R隔離級別下埃唯，需要防止“當(dāng)前讀”的幻讀問題，加上next-keylock之后鹰晨，在[6-10]區(qū)間和[10-11]區(qū)間進(jìn)行插入時會阻塞墨叛，因?yàn)橐呀?jīng)加了next-key鎖止毕，為什么用next-key鎖？因?yàn)樾略黾拥挠涗浿荒茉?0的左邊和10的右邊或者就是10漠趁。那么鎖住范圍后就能保證防止“幻讀”扁凛。
4.Serializable（可串行化）：這個隔離級別，在并發(fā)效果上最差的棚潦，因?yàn)樽x加共享鎖令漂，寫加排他鎖，讀寫互斥丸边。也就是說此級別下select是需要加鎖的叠必。此模式下可以保證數(shù)據(jù)安全，適用于并發(fā)比較低妹窖，同時數(shù)據(jù)安全性要求比較高的場景纬朝。
總結(jié)：mysql的鎖機(jī)制和事務(wù)隔離級別有關(guān)。并不是說所有的讀操作都不加鎖骄呼，寫操作加鎖共苛，加什么鎖也和索引類型、有無索引有關(guān)蜓萄。
國慶糾結(jié)了幾天隅茎，總結(jié)了一下，如果有什么錯誤還請指出嫉沽。還有明天得上班了=_=,I am angry~
參考：
https://book.douban.com/subject/23008813/
https://book.douban.com/subject/5373022/
http://tech.meituan.com/innodb-lock.html
http://hedengcheng.com/?p=771
