22-锁

MySQL

数据库

发布日期: 2022-06-11

22.1.1 写-写情况

当一个事务想对这条记录做改动时，首先会看看内存中有没有与这条记录关联的锁结构，当没有的时候就会在内存中生成一个锁结构与之关联

22.1.2 读-写或写-读情况

方案1：读操作利用多版本并发控制（MVCC），写操作进行加锁

查询语句只能读到在生成 ReadView 之前已提交事务所做的更改，在生成 ReadView 之前未提交的事务或者之后才开启的事务所做的更改是看不到的

方案2：读、写操作都采用加锁的方式

采用 MVCC 方式的话，读-写操作彼此并不冲突，性能更高，采用加锁方式的话，读-写操作彼此需要排队执行，影响性能

22.1.3 一致性读

事务利用 MVCC 进行的读取操作称之为一致性读，一致性读并不会对表中的任何记录做加锁操作

22.1.4 锁定读

在读取记录前就为该记录加锁的读取方式称为锁定读

共享锁：Shared Locks，简称 S 锁。在事务要读取一条记录时，需要先获取该记录的 S 锁
独占锁：Exclusive Locks，也称排他锁，简称 X 锁。在事务要改动一条记录时，需要先获取该记录的 X 锁

兼容性	X锁	S锁
X锁	×	×
S锁	×	√

对读取的记录加 S 锁

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;

如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加 S 锁，这样允许别的事务继续获取这些记录的 S 锁，但是不能获取这些记录的 X 锁。如果别的事务想要获取这些记录的 X 锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的 S 锁释放掉

对读取的记录加 X 锁

SELECT ... FOR UPDATE;

为读取到的记录加 X 锁，这样既不允许别的事务获取这些记录的 S 锁，也不允许获取这些记录的 X 锁，如果别的事务想要获取这些记录的 S 锁或者 X 锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的 X 锁释放掉

22.2 多粒度锁

意向共享锁：Intention Shared Lock，简称 IS 锁，当事务准备在某条记录上加 S 锁时，需要先在表级别加一个 IS 锁
意向独占锁：Intention Exclusive Lock，简称 IX 锁，当事务准备在某条记录上加 X 锁时，需要先在表级别加一个 IX 锁

IS、IX锁是表级锁，它们的提出仅仅为了在之后加表级别的 S 锁和 X 锁时可以快速判断表中的记录是否被上锁，以避免用遍历的方式来查看表中有没有上锁的记录，也就是说其实 IS 锁和 IX 锁是兼容的，IX 锁和 IX 锁是兼容的

兼容性	X	IX	S	IS
X	×	×	×	×
IX	×	√	×	√
S	×	×	√	√
IS	×	√	√	√

Record Lock：在记录上加的锁
Gap Lock：为了防止插入幻影记录而提出的
Next-Key Lock：本质就是一个记录锁和一个 gap 锁的合体，它既能保护该条记录，又能阻止别的事务将新记录插入被保护记录前边的间隙

22.4 语句加锁分析

22.4.1 普通的SELECT语句

在READ UNCOMMITTED隔离级别下，不加锁，直接读取记录的最新版本；可能出现脏读、不可重复读、幻读
在READ COMMITTED隔离级别下，不加锁，在每次执行普通的SELECT语句时会生成一个 ReadView，这样避免了脏读现象，但没有避免不可重复读和幻读
在REPEATABLE READ隔离级别下，不加锁，只在第一次执行普通的SELECT语句时会生成一个 ReadView，这样就避免了脏读和不可重复读，也能在一定程度上避免幻读

之所以不能完全避免幻读，是因为 ReadView 并不能阻止当前事务执行UPDATE或者DELETE语句来改动其他事务新插入的记录，这样新纪录的trx_id就变成了当前事务的id，后面再使用普通的SELECT就能看到这条记录了，可以认为 InnoDB 中的 MVCC 并不能完全禁止幻读

22.4.2 锁定读语句

匹配模式

如果被扫描的区间是一个单点扫描区间，就可以说匹配模式为精确匹配

唯一性搜索

如果在扫描某个扫描区间的记录前，就能事先确定该扫描区间内最多只包含一条记录，就把这种情况称作唯一性搜索

需要满足这些条件：

匹配模式为精确匹配
使用的索引是主键或唯一二级索引
如果使用的索引是唯一二级索引，搜索条件不能为“索引 IS NULL”
如果索引包含多个列，每一列都要用到

事务在执行过程中所获取的锁一般在事务提交或者回滚时才会释放，但是在隔离级别不大于READ COMMITTED时，在某些情况下也会提前将一些不符合搜索条件的记录上的锁释放掉

对于锁定读的语句，在隔离级别不大于READ COMMITTED时，会为当前记录加记录锁；在隔离级别不小于REPEATABLE READ时，会为当前记录加next-key锁

隔离级别不大于READ COMMITTED，且读取聚簇索引记录

对读取到的记录加 S 型记录锁，如果该记录不满足其他条件则释放锁，如果满足条件则发送到客户端，但不释放锁

隔离级别不小于REPEATABLE READ，且读取聚簇索引记录

对读取到的记录加 S 型 next-key 锁，如果该记录不满足其他条件也不会释放锁，如果满足条件则发送到客户端，但不释放锁

SELECT ... FOR UPDATE语句的加锁过程与SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句类似，只不过为记录加的是 X 锁

当隔离级别不大于READ COMMITTED时，如果匹配模式为精确匹配，则不会为扫描区间后面的下一条记录加锁
当隔离级别不小于REPEATABLE READ时，如果匹配模式为精确匹配，则会为扫描区间后面的下一条记录加 gap 锁

22.4.3 半一致性读的语句

半一致性读（Semi-Consistent Read）是一种夹在一致性读和锁定读之间的读取方式。当隔离级别不大于READ COMMITTED且执行UPDATE语句时将使用半一致性读。所谓半一致性读，就是当UPDATE语句读取到已经被其他事务加了 X 锁的记录时，InnoDB 会将该记录的最新提交版本读出来，然后判断该版本是否与UPDATE语句中的搜索条件相匹配。如果不匹配，则不对该记录加锁，从而跳到一条记录；如果匹配，则再次读取该记录并对其进行加锁。这样处理只是为了让UPDATE语句尽量少被别的语句阻塞