MySQL中的鎖和事務(wù)隔離級(jí)別是什么

MySQL中的鎖和事務(wù)隔離級(jí)別是什么？可能很多人都不太了解，為了讓大家更加了解，小編給大家總結(jié)了以下內(nèi)容，希望大家根據(jù)這篇文章可以有所收獲。

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鎖

數(shù)據(jù)庫的鎖機(jī)制是區(qū)別于文件系統(tǒng)的一個(gè)關(guān)鍵特性。用于管理對(duì)共享資源的并發(fā)訪問。InnoDB會(huì)在很多地方使用鎖機(jī)制，比如操作緩沖池中的數(shù)據(jù)表、LRU頁列表、數(shù)據(jù)行，為了保證一致性和完整性，需要有鎖的機(jī)制。

對(duì)于不同數(shù)據(jù)庫，鎖機(jī)制的設(shè)計(jì)和實(shí)現(xiàn)完全不同：

●　MyISAM引擎： 表鎖設(shè)計(jì)，并發(fā)讀沒有問題，并發(fā)寫性能差。

●　Microsoft SQL Server: 支持樂觀并發(fā)和悲觀并發(fā)，樂觀并發(fā)下支持行級(jí)鎖，維持鎖的開銷大，在行鎖數(shù)量超過閾值后會(huì)升級(jí)為表鎖。

●　InnoDB引擎: 支持行鎖，提供一致性的非鎖定讀。行鎖沒有額外開銷，性能不會(huì)下降。

●　Oracle：和InnoDB引擎非常類似。

兩類鎖：lock和latch

數(shù)據(jù)庫中l(wèi)ock和latch都可以稱為鎖，但是有很大的區(qū)別。

latch一般稱為閂鎖，用于保證并發(fā)線程操作臨界資源的正確性，作用對(duì)象是內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，要求鎖定時(shí)間非常短，不會(huì)檢測(cè)死鎖。在InnoDB引擎中又分為mutex（互斥量）和rwlock（讀寫鎖）。

lock是用來鎖定數(shù)據(jù)庫中的對(duì)象，如表、頁、行，作用對(duì)象是事務(wù)，在commit/rollback后釋放，會(huì)檢測(cè)死鎖。分為行鎖、表鎖、意向鎖。

我們下面的鎖指的都是lock類鎖。

四種鎖類型

InnoDB支持四種鎖：

●　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)

●　意向共享鎖（Intention S Lock）：事務(wù)想要獲得一張表中某幾行的共享鎖

●　意向排他鎖（Intention X Lock）：事務(wù)想要獲得一張表中某幾行的排他鎖

當(dāng)事務(wù)T1獲取了行r的共享鎖，由于讀取不會(huì)改變行數(shù)據(jù)，因此事務(wù)T2也可以直接獲得行r的共享鎖，此時(shí)稱為鎖兼容（Lock Compatible）。

而當(dāng)事務(wù)T3想要獲取行r的排他鎖進(jìn)行修改數(shù)據(jù)時(shí)，就需要等待T1/T2釋放行共享鎖，此時(shí)稱為鎖不兼容。

S鎖和X鎖都是行鎖，而IS鎖和IX鎖都為意向鎖，屬于表鎖。意向鎖的設(shè)計(jì)是為了在一個(gè)事務(wù)中揭示下一行將被請(qǐng)求的鎖類型，即在表鎖的更細(xì)粒度進(jìn)行鎖定。由于InnoDB支持表鎖，因此意向鎖不會(huì)阻塞除全表掃描外的任何請(qǐng)求。

鎖的兼容性：

	IS	IX	S	X
IS	兼容	兼容	兼容	不兼容
IX	兼容	兼容	不兼容	不兼容
S	兼容	不兼容	兼容	不兼容
X	不兼容	不兼容	不兼容	不兼容

存儲(chǔ)事務(wù)和鎖信息的三張表

我們可以通過show engine innodb status命令在事務(wù)部分查看當(dāng)前鎖請(qǐng)求的信息。

從InnoDB1.0開始，在INFORMATION_SCHEMA架構(gòu)下添加了INNODB_TRX（transaction事務(wù)表）、INNODB_LOCKS（鎖表）、INNODB_LOCK_WAITS（鎖等待表），通過這三張表，可以讓我們實(shí)時(shí)監(jiān)控當(dāng)前事務(wù)并分析可能存在的表問題。

三個(gè)表的定義分別為：

INNODB_TRX
trx_id	InnoDB存儲(chǔ)引擎內(nèi)部唯一的事務(wù)ID
trx_state	當(dāng)前事務(wù)的狀態(tài)
trx_started	事務(wù)的開始時(shí)間
trx_requested_lock_id	等待事務(wù)的鎖IDC，當(dāng)狀態(tài)不為L(zhǎng)OCK WAIT時(shí)為NULL
trx_wait_started	事務(wù)等待開始的時(shí)間
trx_weight	事務(wù)的權(quán)重，反映一個(gè)事務(wù)修改和鎖定的行數(shù)。當(dāng)需要回滾時(shí)，選擇該值最小的事務(wù)進(jìn)行回滾
trx_mysql_thread_id	MySQL的線程ID，show processlist顯示的結(jié)果
trx_query	事務(wù)運(yùn)行的SQL語句

INNODB_LOCKS
lock_id	鎖ID
lock_trx_id	事務(wù)ID
lock_mode	鎖的模式
lock_type	鎖的類型，表鎖或行鎖
lock_table	要加鎖的表
lock_index	鎖住的索引
lock_space	鎖對(duì)象的space id
lock_page	事務(wù)鎖定頁的數(shù)量，表鎖時(shí)為NULL
lock_rec	事務(wù)鎖定行的數(shù)量，表鎖時(shí)為NULL
lock_data	事務(wù)鎖定記錄的主鍵值，表鎖時(shí)為NULL

INNODB_LOCK_WAITS
requesting_trx_id	申請(qǐng)鎖資源的事務(wù)ID
requesting_lock_id	申請(qǐng)的鎖的ID
blocking_trx_id	阻塞的事務(wù)ID
blocking_lock_id	阻塞的鎖的ID

通過INNODB_TRX我們可以看到所有的事務(wù)，以及事務(wù)是否被阻塞，阻塞的鎖ID是什么。
之后，通過INNODB_LOCKS查看所有的鎖信息。
之后，通過INNODB_LOCK_WAITS可以查看到鎖的等待信息以及阻塞關(guān)系。

通過這三種表能夠較為清晰的查看事務(wù)和鎖的情況，也可以聯(lián)合查詢，在下面的一些場(chǎng)景下我們會(huì)來展示這三個(gè)表的內(nèi)容。

隔離級(jí)別

首先我們來說下數(shù)據(jù)庫的四種事務(wù)隔離級(jí)別：

●　READ UNCOMMITTED（0）: 瀏覽訪問級(jí)別，存在臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀

●　READ COMMITTED（1）: 游標(biāo)穩(wěn)定級(jí)別，存在不可重復(fù)度、幻讀

●　REPEATABLE READ（2）: 存在幻讀

●　SERIALIZABLE（3）: 隔離級(jí)別，保證事務(wù)安全，但完全串行，性能低

這四種事務(wù)隔離級(jí)別是指定的SQL標(biāo)準(zhǔn)，InnoDB默認(rèn)的隔離級(jí)別是REAPEATABLE READ，但與其他數(shù)據(jù)庫不同的時(shí)，它同時(shí)使用了Next-Key-Lock鎖的算法，能夠避免幻讀的產(chǎn)生，因此能夠完全滿足事務(wù)的隔離性要求，即達(dá)到SERIALIZABLE隔離級(jí)別。

隔離級(jí)別越低，事務(wù)請(qǐng)求的鎖越少或持鎖時(shí)間越短，因此大部分?jǐn)?shù)據(jù)庫的默認(rèn)隔離級(jí)別為READ COMMITED。但是有相關(guān)的分析也指出，隔離級(jí)別的性能開銷幾乎一樣，因此用戶無須通過調(diào)整隔離級(jí)別來提高性能。

查看和修改事務(wù)隔離級(jí)別的命令:

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ        |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> set session transaction isolation level SERIALIZABLE;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

示例中修改了本次會(huì)話的事務(wù)隔離級(jí)別，如果需要修改全局參數(shù)，可以替換session為global。如果想要永久修改，需要修改配置文件：

[mysqld]
transaction-isolation = READ-COMMITED

在SERIALIZABLE的事務(wù)隔離級(jí)別，InnoDB會(huì)對(duì)每個(gè)SELECT語句后自動(dòng)加上LOCK IN SHARE MODE，來對(duì)讀操作加上一個(gè)共享鎖，因此不再支持一致性的非鎖定讀。

由于InnoDB在REPEATABLE READ隔離級(jí)別就可以達(dá)到SERIALIZABLE，因此一般不用使用最高隔離級(jí)別。

一致性非鎖定讀和多版本并發(fā)控制

一致性非鎖定讀（consistent nonlocking read）是指InnoDB通過行多版本控制（Multi Version Concurrency Control, MVCC）的方法來讀取當(dāng)前執(zhí)行時(shí)間數(shù)據(jù)庫中行的數(shù)據(jù)。

即如果讀取的行正在執(zhí)行變更操作，這時(shí)讀取不會(huì)等待行鎖的釋放，而是會(huì)讀取行的一個(gè)快照數(shù)據(jù)?？煺帐侵冈撔械囊粋€(gè)歷史數(shù)據(jù)，通過undo操作來完成。這種方式極大提高了數(shù)據(jù)庫的并發(fā)性，這也是InnoDB的默認(rèn)設(shè)置。

快照是當(dāng)前行的一個(gè)歷史版本，但可能存在多個(gè)版本，行數(shù)據(jù)存在多個(gè)快照數(shù)據(jù)，這種技術(shù)成為行多版本技術(shù)，由此帶來的并發(fā)控制，稱為多版本并發(fā)控制（MVCC）。InnoDB在READ COMMITED 和 REPEATABLE READ隔離級(jí)別時(shí)，會(huì)使用非鎖定的一致性讀，但是在這兩種隔離級(jí)別使用的快找數(shù)據(jù)定義卻不同：

●　READ COMMITED: 總是讀取最新一份快照

●　REPEATABLE READ: 總是讀取事務(wù)開始時(shí)的行數(shù)據(jù)版本

我們執(zhí)行一個(gè)示例：

一致性非鎖定讀
時(shí)間	會(huì)話A	會(huì)話B
1	BEGIN
2	select * from z where a = 3;
3		BEGIN
4		update z set b=2 where a=3;
5	select * from z where a = 3;
6		COMMIT;
7	select * from z where a = 3;
8	COMMIT;

在這個(gè)例子中我們可以清晰的看到0、1、2三種隔離級(jí)別的區(qū)別：

#在事務(wù)開始前我們可以分別調(diào)整為0、1、2三種隔離級(jí)別，來查看不同的輸出
mysql> set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation   |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+
1 row in set (0.00 sec)

# A會(huì)話：T1事務(wù)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from z where a = 3;
+---+------+
| a | b    |
+---+------+
| 3 |    1 |
+---+------+
1 row in set (0.00 sec)

# B會(huì)話：T2事務(wù)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update z set b=2 where a=3;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

# A會(huì)話：T1事務(wù)，如果此時(shí)隔離級(jí)別是READ-UNCOMMITTED，因?yàn)榇丝淌聞?wù)2可能會(huì)回滾，所以出現(xiàn)了臟讀
mysql> select * from z where a=3;
+---+------+
| a | b    |
+---+------+
| 3 |    2 |
+---+------+
1 row in set (0.00 sec)

# A會(huì)話：T1事務(wù)，如果此時(shí)隔離級(jí)別是大于READ-UNCOMMITTED的更高級(jí)別
mysql> select * from z where a=3;
+---+------+
| a | b    |
+---+------+
| 3 |    1 |
+---+------+
1 row in set (0.00 sec)

# B會(huì)話：T2事務(wù)
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

# A會(huì)話：T1事務(wù)，如果此時(shí)隔離級(jí)別是READ-COMMITTED，因?yàn)閿?shù)據(jù)和事務(wù)開始時(shí)讀取的出現(xiàn)了不一致，因此稱為不可重復(fù)讀，能夠讀到其他事務(wù)的結(jié)果，違反了事務(wù)的隔離性
mysql> select * from z where a=3;
+---+------+
| a | b    |
+---+------+
| 3 |    2 |
+---+------+
1 row in set (0.00 sec)

# A會(huì)話：T1事務(wù)，如果此時(shí)隔離級(jí)別是大于READ-COMMITTED的更高級(jí)別
mysql> select * from z where a=3;
+---+------+
| a | b    |
+---+------+
| 3 |    1 |
+---+------+
1 row in set (0.00 sec)

# A會(huì)話：T1事務(wù)
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

一致性鎖定讀和SERIALIZABLE隔離

在默認(rèn)的REPEATABLE READ隔離級(jí)別時(shí)，InnoDB使用的是一致性非鎖定讀。但有時(shí)我們也需要顯示的指定使用一致性鎖定讀來保證讀取操作時(shí)對(duì)數(shù)據(jù)進(jìn)行加鎖達(dá)到一致性。這要求數(shù)據(jù)庫支持鎖定讀加鎖語句：

●　select ... for update: 讀取時(shí)對(duì)行記錄加X鎖

●　select ... lock in share mode：讀取時(shí)對(duì)行記錄加一個(gè)S鎖

這兩種鎖必須在一個(gè)事務(wù)中，當(dāng)事務(wù)提交后鎖也就釋放了，因此務(wù)必加上BEGIN, START TRANSACTION或者SET AUTOCOMMIT=0。

我們?cè)谇懊娓綦x級(jí)別時(shí)也說過SERIALIZABLE隔離級(jí)別會(huì)對(duì)讀操作自動(dòng)加上LOCK IN SHARE MODE指令來加上一個(gè)共享鎖，因此不再支持一致性的非鎖定讀。這也是隔離級(jí)別3的一大特性。

總結(jié)

由于鎖的概念非常重要，這里先講了鎖的概念、鎖的類型、鎖的信息查看、事務(wù)的隔離級(jí)別和區(qū)別，后面我們會(huì)繼續(xù)說鎖的算法、鎖的三種問題和幻讀、死鎖和鎖升級(jí)。

看完上述內(nèi)容，你們對(duì)MySQL中的鎖和事務(wù)隔離級(jí)別有進(jìn)一步的了解嗎？如果還想了解更多相關(guān)內(nèi)容，歡迎關(guān)注創(chuàng)新互聯(lián)行業(yè)資訊頻道，感謝各位的閱讀。

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