什么是鎖

現(xiàn)實生活中的鎖是為了保護你的私有物品，在數(shù)據(jù)庫中鎖是為了解決資源爭搶的問題，鎖是數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)區(qū)別于文件系統(tǒng)的一個關(guān)鍵特性。鎖機制用于管理對共享資源的并發(fā)訪。

數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)使用鎖是為了支持對共享資源進行并發(fā)訪問，提供數(shù)據(jù)的完整性和一致性

InnoDB存儲引擎區(qū)別于MyISAM的兩個重要特征就是：InnoDB存儲引擎支持事務(wù)和行級別的鎖，MyISAM只支持表級別的鎖

InnoDB存儲引擎中的鎖

InnoDB存儲引擎實現(xiàn)了如下兩種標準的行級鎖：

共享鎖（S Lock），允許事務(wù)讀一行數(shù)據(jù)排他鎖（X Lock），允許事務(wù)刪除或更新一行數(shù)據(jù)

鎖的兼容性

可以看到，X排他鎖不與其他鎖兼容，S共享鎖只與S兼容

此外，InnoDB存儲引擎支持多粒度（granular）鎖定，這種鎖定允許事務(wù)在行級上的鎖和表級上的鎖同時存在

為了支持在不同粒度上進行加鎖操作，InnoDB存儲引擎支持一種額外的鎖方式，稱之為意向鎖（Intention Lock）。

意向鎖是將鎖定的對象分為多個層次，意向鎖意味著事務(wù)希望在更細粒度（fine granularity）上進行加鎖

如上圖，數(shù)據(jù)庫從上到下可以分為數(shù)據(jù)庫、表、頁、記錄四個層次，行記錄是最細粒度的鎖，我們在獲取行鎖的時候，需要從上到下各個級別分別進行鎖定，最后才能獲取到行鎖。比如，你要獲取行記錄x的鎖，需要先在數(shù)據(jù)庫、表、頁上加意向鎖IX，其中任何一方需要等待鎖，會造成行鎖的等待

InnoDB存儲引擎支持的意向鎖即為表級別的鎖。支持兩種意向鎖

• 意向共享鎖（IS Lock），事務(wù)想要獲得一張表中某幾行的共享鎖
• 意向排他鎖（IX Lock），事務(wù)想要獲得一張表中某幾行的排他鎖

由于InnoDB存儲引擎支持的是行級別的鎖，因此意向鎖其實不會阻塞除全表掃以外的任何請求。故表級意向鎖與行級鎖的兼容性如表所示

一致性非鎖定讀

一致性的非鎖定讀（consistent nonlocking read）是指InnoDB存儲引擎通過行多版本控制（multi versioning）的方式來讀取當前執(zhí)行時間數(shù)據(jù)庫中行的數(shù)據(jù)。

如果讀取的行正在執(zhí)行DELETE或UPDATE操作，這時讀取操作不會因此去等待行上鎖的釋放。

相反地，InnoDB存儲引擎會去讀取行的一個快照數(shù)據(jù)

快照數(shù)據(jù)是指該行的之前版本的數(shù)據(jù)，該實現(xiàn)是通過undo段來完成。而undo用來在事務(wù)中回滾數(shù)據(jù)，因此快照數(shù)據(jù)本身是沒有額外的開銷。此外，讀取快照數(shù)據(jù)是不需要上鎖的，因為沒有事務(wù)需要對歷史的數(shù)據(jù)進行修改操作

快照數(shù)據(jù)其實就是當前行數(shù)據(jù)之前的歷史版本，每行記錄可能有多個版本。如上圖，記錄B就有多個歷史的快照版本
這就是大名鼎鼎的MVCC

多版本并發(fā)控制(Multi Version Concurrency Control，MVCC)是指一個行記錄有多個快照版本，由多個快照版本引發(fā)的并發(fā)控制，叫做多版本并發(fā)控制

那這么多歷史的快速版本，訪問的時候該用哪一個呢？

• 在READ COMMITTED事務(wù)隔離級別下，非一致性讀總是讀取被鎖定行的最新一份快照數(shù)據(jù)
• 在REPEATABLE READ事務(wù)隔離級別下，非一致性讀總是讀取事務(wù)開始時的行數(shù)據(jù)版本

由此可見，不同的事務(wù)隔離級別在MVCC的處理上還不一樣

一致性鎖定讀

在默認配置下，即事務(wù)的隔離級別為REPEATABLE READ模式下，InnoDB存儲引擎的SELECT操作使用一致性非鎖定讀

但是在某些情況下，用戶需要顯式地對數(shù)據(jù)庫讀取操作進行加鎖以保證數(shù)據(jù)邏輯的一致性

InnoDB存儲引擎對于SELECT語句支持兩種一致性的鎖定讀（locking read）操作：

• SELECT…FOR UPDATE 對讀取的行記錄加一個X鎖，其他事務(wù)不能對已鎖定的行加上任何鎖
• SELECT…LOCK IN SHARE MODE對讀取的行記錄加一個S鎖，其他事務(wù)可以向被鎖定的行加S鎖，但是如果加X鎖，則會被阻塞

對于一致性非鎖定讀，即使讀取的行已被執(zhí)行了SELECT…FOR UPDATE，也是可以進行讀取的

一致性鎖定讀則需要檢查被讀取的行上有沒有互斥的鎖，假如有互斥的鎖存在就需要等待鎖的釋放

鎖的算法

行鎖的3種算法

• Record Lock：單個行記錄上的鎖
• Gap Lock：間隙鎖，鎖定一個范圍，但不包含記錄本身
• Next-Key Lock∶Gap Lock+Record Lock，鎖定一個范圍，并且鎖定記錄本身

Record Lock總是會去鎖住索引記錄，如果InnoDB存儲引擎表在建立的時候沒有設(shè)置任何一個索引，那么這時InnoDB存儲引擎會使用隱式的主鍵來進行鎖定

Gap Lock的作用是為了阻止多個事務(wù)將記錄插入到同一范圍內(nèi)，而這會導(dǎo)致幻讀問題的產(chǎn)生

用戶可以通過以下兩種方式來顯式地關(guān)閉Gap Lock：

• 將事務(wù)的隔離級別設(shè)置為READ COMMITTED
• 將參數(shù)innodb_locks_unsafe_for_binlog設(shè)置為1

在上述的配置下，除了外鍵約束和唯一性檢查依然需要的Gap Lock，其余情況僅使用RecordLock進行鎖定。

但需要牢記的是，上述設(shè)置破壞了事務(wù)的隔離性，并且對于replication，可能會導(dǎo)致主從數(shù)據(jù)的不一致。

Next-Key Lock是結(jié)合了Gap Lock和Record Lock的一種鎖定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB對于行的查詢都是采用這種鎖定算法

當查詢的索引含有唯一屬性時，InnoDB存儲引擎會對Next-Key Lock進行優(yōu)化，將其降級為Record Lock，即僅鎖住索引本身，而不是范圍

幻像問題

幻像問題（Phantom Problem）是指在同一事務(wù)下，連續(xù)執(zhí)行兩次同樣的SQL語句可能導(dǎo)致不同的結(jié)果，第二次的SQL語句可能會返回之前不存在的行

看下面的場景：

• 表t由1、2、5這三個值組成
• 執(zhí)行select * from t where a > 2 for update;
• 上述事務(wù)T1并沒有提交，那么此時另一個事務(wù)T2插入4這個值，并且數(shù)據(jù)庫允許這個操作
• 那么事務(wù)T1再執(zhí)行上述查詢，就得到4、5兩筆記錄，跟第一次得到的結(jié)果不一樣，違反了事務(wù)的隔離性

InnoDB存儲引擎采用Next-Key Locking的算法避免幻像問題。對于上述的SQL語句select * from t where a > 2 for update，其鎖住的不是5這單個值，而是對（2，+∞）這個范圍加了X鎖。因此任何對于這個范圍的插入都是不被允許的，從而避免幻像問題

InnoDB存儲引擎默認的事務(wù)隔離級別是REPEATABLE READ，在該隔離級別下，其采用Next-Key Locking的方式來加鎖

而在事務(wù)隔離級別READ COMMITTED下，其僅采用RecordLock行鎖

鎖的問題

臟讀

臟讀指的就是在不同的事務(wù)下，當前事務(wù)可以讀到另外事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)，簡單來說就是可以讀到臟數(shù)據(jù)

臟讀發(fā)生的條件是需要事務(wù)的隔離級別為READ UNCOMMITTED，而目前絕大部分的數(shù)據(jù)庫都至少設(shè)置成READCOMMITTED。

InnoDB存儲引擎默認的事務(wù)隔離級別為READ REPEATABLE，Microsoft SQLServer數(shù)據(jù)庫為READ COMMITTED，Oracle數(shù)據(jù)庫同樣也是READ COMMITTED

不可重復(fù)讀

不可重復(fù)讀是指在一個事務(wù)內(nèi)多次讀取同一數(shù)據(jù)集合。在這個事務(wù)還沒有結(jié)束時，另外一個事務(wù)也訪問該同一數(shù)據(jù)集合，并做了一些DML操作。因此，在第一個事務(wù)中的兩次讀數(shù)據(jù)之間，由于第二個事務(wù)的修改，那么第一個事務(wù)兩次讀到的數(shù)據(jù)可能是不一樣的。這樣就發(fā)生了在一個事務(wù)內(nèi)兩次讀到的數(shù)據(jù)是不一樣的情況，這種情況稱為不可重復(fù)讀

不可重復(fù)讀和臟讀的區(qū)別是：臟讀是讀到未提交的數(shù)據(jù)，而不可重復(fù)讀讀到的卻是已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，但是其違反了數(shù)據(jù)庫事務(wù)一致性的要求

一般來說，不可重復(fù)讀的問題是可以接受的，因為其讀到的是已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，本身并不會帶來很大的問題。因此，很多數(shù)據(jù)庫廠商（如Oracle、Microsoft SQL Server）將其數(shù)據(jù)庫事務(wù)的默認隔離級別設(shè)置為READ COMMITTED，在這種隔離級別下允許不可重復(fù)讀的現(xiàn)象

在InnoDB存儲引擎中，通過使用Next-Key Lock算法來避免不可重復(fù)讀的問題。

在MySQL官方文檔中將不可重復(fù)讀的問題定義為Phantom Problem，即幻像問題。在Next-Key Lock算法下，對于索引的掃描，不僅是鎖住掃描到的索引，而且還鎖住這些索引覆蓋的范圍（gap）。

因此在這個范圍內(nèi)的插入都是不允許的。這樣就避免了另外的事務(wù)在這個范圍內(nèi)插入數(shù)據(jù)導(dǎo)致的不可重復(fù)讀的問題。因此，InnoDB存儲引擎的默認事務(wù)隔離級別是READ REPEATABLE，采用Next-Key Lock算法，避免了不可重復(fù)讀的現(xiàn)象

丟失更新

丟失更新是另一個鎖導(dǎo)致的問題，簡單來說其就是一個事務(wù)的更新操作會被另一個事務(wù)的更新操作所覆蓋，從而導(dǎo)致數(shù)據(jù)的不一致

• 事務(wù)T1將行記錄r更新為v1，但是事務(wù)T1并未提交
• 與此同時，事務(wù)T2將行記錄r更新為v2，事務(wù)T2未提交
• 事務(wù)T1提交
• 事務(wù)T2提交

在當前數(shù)據(jù)庫的任何隔離級別下，都不會導(dǎo)致數(shù)據(jù)庫理論意義上的丟失更新問題。這是因為，即使是READ UNCOMMITTED的事務(wù)隔離級別，對于行的DML操作，需要對行或其他粗粒度級別的對象加鎖

死鎖

死鎖是指兩個或兩個以上的事務(wù)在執(zhí)行過程中，因爭奪鎖資源而造成的一種互相等待的現(xiàn)象

解決死鎖問題最簡單的一種方法是超時，即當兩個事務(wù)互相等待時，當一個等待時間超過設(shè)置的某一閾值時，其中一個事務(wù)進行回滾，另一個等待的事務(wù)就能繼續(xù)進行。在InnoDB存儲引擎中，參數(shù)innodb_lock_wait_timeout用來設(shè)置超時的時間

超時機制雖然簡單，但是其僅通過超時后對事務(wù)進行回滾的方式來處理，或者說其是根據(jù)FIFO的順序選擇回滾對象。但若超時的事務(wù)所占權(quán)重比較大，如事務(wù)操作更新了很多行，占用了較多的undo log，這時采用FIFO的方式，就顯得不合適了，因為回滾這個事務(wù)的時間相對另一個事務(wù)所占用的時間可能會很多

因此，除了超時機制，當前數(shù)據(jù)庫還都普遍采用wait-for graph（等待圖）的方式來進行死鎖檢測。

較之超時的解決方案，這是一種更為主動的死鎖檢測方式。InnoDB存儲引擎也采用的這種方式。

wait-for graph要求數(shù)據(jù)庫保存以下兩種信息

• 鎖的信息鏈表
• 事務(wù)等待鏈表

wait-for graph的死鎖檢測通常采用深度優(yōu)先的算法實現(xiàn)，通常來說InnoDB存儲引擎選擇回滾undo量最小的事務(wù)

到此這篇關(guān)于詳解MySql中InnoDB存儲引擎中的各種鎖的文章就介紹到這了,更多相關(guān)詳解MySql中InnoDB存儲引擎中的各種鎖內(nèi)容請搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持腳本之家！

最新評論