MySQL锁

最新推荐文章于 2025-11-24 20:48:20 发布

原创最新推荐文章于 2025-11-24 20:48:20 发布 · 385 阅读

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怎么解决脏读、不可重复读、幻读这些问题呢？其实有两种可选的解决方案：

方案一：读操作利用多版本并发控制（MVCC），写操作进行加锁。

MVCC通过生成一个ReadView，然后通过ReadView找到符合条件的记录版本（历史版本是由undo日志构建的），其实就像是在生成ReadView的那个时刻做了一次时间静止（就像用相机拍了一个快照），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。而写操作肯定针对的是最新版本的记录，读记录的历史版本和改动记录的最新版本本身并不冲突，也就是采用MVCC时，读-写操作并不冲突。
小贴士：我们说过普通的SELECT语句在READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下会使用到MVCC读取记录。在READ COMMITTED隔离级别下，一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadView，ReadView的存在本身就保证了事务不可以读取到未提交的事务所做的更改，也就是避免了脏读现象；REPEATABLE READ隔离级别下，一个事务在执行过程中只有第一次执行SELECT操作才会生成一个ReadView，之后的SELECT操作都复用这个ReadView，这样也就避免了不可重复读和幻读的问题。

方案二：读、写操作都采用加锁的方式。

如果我们的一些业务场景不允许读取记录的旧版本，而是每次都必须去读取记录的最新版本，比方在银行存款的事务中，你需要先把账户的余额读出来，然后将其加上本次存款的数额，最后再写到数据库中。在将账户余额读取出来后，就不想让别的事务再访问该余额，直到本次存款事务执行完成，其他事务才可以访问账户的余额。这样在读取记录的时候也就需要对其进行加锁操作，这样也就意味着读操作和写操作也像写-写操作那样排队执行。

很明显，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。一般情况下我们当然愿意采用MVCC来解决读-写操作并发执行的问题，但是业务在某些特殊情况下，要求必须采用加锁的方式执行，那也是没有办法的事。

一致性读（Consistent Reads）

事务利用MVCC进行的读取操作称之为一致性读，或者一致性无锁读，有的地方也称之为快照读。所有普通的SELECT语句（plain SELECT）在READ COMMITTED、REPEATABLE READ隔离级别下都算是一致性读。

锁定读（Locking Reads）

共享锁和排他锁

共享锁，英文名：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。
排他锁，英文名：Exclusive Locks，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。

读操作

对读取的记录加S锁：允许别的事务继续获取这些记录的S锁（可以让别的事务来读这些记录），但是不能获取这些记录的X锁别的事务不能来修改这些记录）。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：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。

写操作

DELETE：

对一条记录做DELETE操作的过程其实是先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取一下这条记录的X锁，然后再执行delete mark操作（再由purge线程决定何时删除）。我们也可以把这个定位待删除记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。
INSERT：

一般情况下，新插入一条记录的操作并不加锁，设计InnoDB的大叔通过一种称之为隐式锁的东东来保护这条新插入的记录在本事务提交前不被别的事务访问

UPDATE：

在对一条记录做UPDATE操作时分为三种情况：
- 如果未修改该记录的键值并且被更新的列占用的存储空间在修改前后未发生变化，则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后再获取一下记录的X锁，最后在原记录的位置进行修改操作。其实我们也可以把这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。
- 如果未修改该记录的键值并且至少有一个被更新的列占用的存储空间在修改前后发生变化，则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取一下记录的X锁，将该记录彻底删除掉（就是把记录彻底移入垃圾链表），最后再插入一条新记录。这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读，新插入的记录由INSERT操作提供的隐式锁进行保护。
- 如果修改了该记录的键值，则相当于在原记录上做DELETE操作之后再来一次INSERT操作，加锁操作就需要按照DELETE和INSERT的规则进行了。

一个事务也可以在表级别进行加锁，自然就被称之为表级锁或者表锁，对一个表加锁影响整个表中的记录，我们就说这个锁的粒度比较粗。

意向共享锁，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，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。

对于MyISAM、MEMORY、MERGE这些存储引擎来说，它们只支持表级锁，而且这些引擎并不支持事务，所以使用这些存储引擎的锁一般都是针对当前会话来说的。

InnoDB存储引擎既支持表锁，也支持行锁。表锁实现简单，占用资源较少，不过粒度很粗，有时候你仅仅需要锁住几条记录，但使用表锁的话相当于为表中的所有记录都加锁，所以性能比较差。行锁粒度更细，可以实现更精准的并发控制

行锁类型

`Record Locks`：

仅仅把一条记录锁上

`Gap Locks`：

MySQL在REPEATABLE READ隔离级别下是可以解决幻读问题的，解决方案有两种，可以使用MVCC方案解决，也可以采用加锁方案解决。但是在使用加锁方案解决时有个大问题，就是事务在第一次执行读取操作时，那些幻影记录尚不存在，我们无法给这些幻影记录加上Record Locks。不过这难不倒设计InnoDB的大叔，他们提出了一种称之为Gap Locks的锁，官方的类型名称为：LOCK_GAP，我们也可以简称为gap锁。比方说我们把number值为8的那条记录加一个gap锁的示意图如下：

如图中为number值为8的记录加了gap锁，意味着不允许别的事务在number值为8的记录前边的间隙插入新记录，其实就是number列的值(3, 8)这个区间的新记录是不允许立即插入的。比方说有另外一个事务再想插入一条number值为4的新记录，它定位到该条新记录的下一条记录的number值为8，而这条记录上又有一个gap锁，所以就会阻塞插入操作，直到拥有这个gap锁的事务提交了之后，number列的值在区间(3, 8)中的新记录才可以被插入。