MySQL中的事務隔離級別和鎖的關係

前言:

咱們都知道事務的幾種性質，數據庫爲了維護這些性質，尤爲是一致性和隔離性，通常使用加鎖這種方式。同時數據庫又是個高併發的應用，同一時間會有大量的併發訪問，若是加鎖過分，會極大的下降併發處理能力。因此對於加鎖的處理，能夠說就是數據庫對於事務處理的精髓所在。這裏經過分析MySQL中InnoDB引擎的加鎖機制，來拋磚引玉，讓讀者更好的理解，在事務處理中數據庫到底作了什麼。

#一次封鎖or兩段鎖？
由於有大量的併發訪問，爲了預防死鎖，通常應用中推薦使用一次封鎖法，就是在方法的開始階段，已經預先知道會用到哪些數據，而後所有鎖住，在方法運行以後，再所有解鎖。這種方式能夠有效的避免循環死鎖，但在數據庫中卻不適用，由於在事務開始階段，數據庫並不知道會用到哪些數據。
數據庫遵循的是兩段鎖協議，將事務分紅兩個階段，加鎖階段和解鎖階段（因此叫兩段鎖）

• 加鎖階段：在該階段能夠進行加鎖操做。在對任何數據進行讀操做以前要申請並得到S鎖（共享鎖，其它事務能夠繼續加共享鎖，但不能加排它鎖），在進行寫操做以前要申請並得到X鎖（排它鎖，其它事務不能再得到任何鎖）。加鎖不成功，則事務進入等待狀態，直到加鎖成功才繼續執行。
• 解鎖階段：當事務釋放了一個封鎖之後，事務進入解鎖階段，在該階段只能進行解鎖操做不能再進行加鎖操做。

事務	加鎖/解鎖處理
begin；
insert into test .....	加insert對應的鎖
update test set...	加update對應的鎖
delete from test ....	加delete對應的鎖
commit;	事務提交時，同時釋放insert、update、delete對應的鎖

這種方式雖然沒法避免死鎖，可是兩段鎖協議能夠保證事務的併發調度是串行化（串行化很重要，尤爲是在數據恢復和備份的時候）的。

#事務中的加鎖方式

##事務的四種隔離級別
在數據庫操做中，爲了有效保證併發讀取數據的正確性，提出的事務隔離級別。咱們的數據庫鎖，也是爲了構建這些隔離級別存在的。

隔離級別	髒讀（Dirty Read）	不可重複讀（NonRepeatable Read）	幻讀（Phantom Read）
未提交讀（Read uncommitted）	可能	可能	可能
已提交讀（Read committed）	不可能	可能	可能
可重複讀（Repeatable read）	不可能	不可能	可能
可串行化（Serializable ）	不可能	不可能	不可能

• 未提交讀(Read Uncommitted)：容許髒讀，也就是可能讀取到其餘會話中未提交事務修改的數據
• 提交讀(Read Committed)：只能讀取到已經提交的數據。Oracle等多數數據庫默認都是該級別 (不重複讀)
• 可重複讀(Repeated Read)：可重複讀。在同一個事務內的查詢都是事務開始時刻一致的，InnoDB默認級別。在SQL標準中，該隔離級別消除了不可重複讀，可是還存在幻象讀
• 串行讀(Serializable)：徹底串行化的讀，每次讀都須要得到表級共享鎖，讀寫相互都會阻塞

Read Uncommitted這種級別，數據庫通常都不會用，並且任何操做都不會加鎖，這裏就不討論了。

##MySQL中鎖的種類
MySQL中鎖的種類不少，有常見的表鎖和行鎖，也有新加入的Metadata Lock等等,表鎖是對一整張表加鎖，雖然可分爲讀鎖和寫鎖，但畢竟是鎖住整張表，會致使併發能力降低，通常是作ddl處理時使用。

行鎖則是鎖住數據行，這種加鎖方法比較複雜，可是因爲只鎖住有限的數據，對於其它數據不加限制，因此併發能力強，MySQL通常都是用行鎖來處理併發事務。這裏主要討論的也就是行鎖。

###Read Committed（讀取提交內容）
在RC級別中，數據的讀取都是不加鎖的，可是數據的寫入、修改和刪除是須要加鎖的。效果以下

MySQL> show create table class_teacher \G\
Table: class_teacher
Create Table: CREATE TABLE `class_teacher` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `class_name` varchar(100) COLLATE utf8mb4_unicode_ci NOT NULL,
  `teacher_id` int(11) NOT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `idx_teacher_id` (`teacher_id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=5 DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_unicode_ci
1 row in set (0.02 sec)
MySQL> select * from class_teacher;
+----+--------------+------------+
| id | class_name   | teacher_id |
+----+--------------+------------+
|  1 | 初三一班     |          1 |
|  3 | 初二一班     |          2 |
|  4 | 初二二班     |          2 |
+----+--------------+------------+

因爲MySQL的InnoDB默認是使用的RR級別，因此咱們先要將該session開啓成RC級別，而且設置binlog的模式

SET session transaction isolation level read committed; SET SESSION binlog_format = 'ROW';（或者是MIXED）

事務A	事務B
begin;	begin;
update class_teacher set class_name='初三二班' where teacher_id=1;	update class_teacher set class_name='初三三班' where teacher_id=1;
	ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
commit;

爲了防止併發過程當中的修改衝突，事務A中MySQL給teacher_id=1的數據行加鎖，並一直不commit（釋放鎖），那麼事務B也就一直拿不到該行鎖，wait直到超時。

這時咱們要注意到，teacher_id是有索引的，若是是沒有索引的class_name呢？update class_teacher set teacher_id=3 where class_name = '初三一班';
那麼MySQL會給整張表的全部數據行的加行鎖。這裏聽起來有點難以想象，可是當sql運行的過程當中，MySQL並不知道哪些數據行是 class_name = '初三一班'的（沒有索引嘛），若是一個條件沒法經過索引快速過濾，存儲引擎層面就會將全部記錄加鎖後返回，再由MySQL Server層進行過濾。

但在實際使用過程中，MySQL作了一些改進，在MySQL Server過濾條件，發現不知足後，會調用unlock_row方法，把不知足條件的記錄釋放鎖 (違背了二段鎖協議的約束)。這樣作，保證了最後只會持有知足條件記錄上的鎖，可是每條記錄的加鎖操做仍是不能省略的。可見即便是MySQL，爲了效率也是會違反規範的。（參見《高性能MySQL》中文第三版p181）

這種狀況一樣適用於MySQL的默認隔離級別RR。因此對一個數據量很大的表作批量修改的時候，若是沒法使用相應的索引，MySQL Server過濾數據的的時候特別慢，就會出現雖然沒有修改某些行的數據，可是它們仍是被鎖住了的現象。

###Repeatable Read（可重讀）
這是MySQL中InnoDB默認的隔離級別。咱們姑且分「讀」和「寫」兩個模塊來說解。

####讀
讀就是可重讀，可重讀這個概念是一事務的多個實例在併發讀取數據時，會看到一樣的數據行，有點抽象，咱們來看一下效果。

RC（不可重讀）模式下的展示

事務A	事務B
begin;	begin;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三二班 1 2 初三一班 1
	update class_teacher set class_name='初三三班' where id=1;
	commit;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三三班 1 2 初三一班 1 讀到了事務B修改的數據，和第一次查詢的結果不同，是不可重讀的。
commit;

事務B修改id=1的數據提交以後，事務A一樣的查詢，後一次和前一次的結果不同，這就是不可重讀（從新讀取產生的結果不同）。這就極可能帶來一些問題，那麼咱們來看看在RR級別中MySQL的表現：

事務A	事務B	事務C
begin;	begin;	begin;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三二班 1 2 初三一班 1
	update class_teacher set class_name='初三三班' where id=1; commit;
		insert into class_teacher values (null,'初三三班',1);commit;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三二班 1 2 初三一班 1 沒有讀到事務B修改的數據，和第一次sql讀取的同樣，是可重複讀的。 沒有讀到事務C新添加的數據。
commit;

咱們注意到，當teacher_id=1時，事務A先作了一次讀取，事務B中間修改了id=1的數據，並commit以後，事務A第二次讀到的數據和第一次徹底相同。因此說它是可重讀的。那麼MySQL是怎麼作到的呢？這裏姑且賣個關子，咱們往下看。

####不可重複讀和幻讀的區別####
不少人容易搞混不可重複讀和幻讀，確實這二者有些類似。但不可重複讀重點在於update和delete，而幻讀的重點在於insert。

若是使用鎖機制來實現這兩種隔離級別，在可重複讀中，該sql第一次讀取到數據後，就將這些數據加鎖，其它事務沒法修改這些數據，就能夠實現可重複讀了。但這種方法卻沒法鎖住insert的數據，因此當事務A先前讀取了數據，或者修改了所有數據，事務B仍是能夠insert數據提交，這時事務A就會發現莫名其妙多了一條以前沒有的數據，這就是幻讀，不能經過行鎖來避免。須要Serializable隔離級別 ，讀用讀鎖，寫用寫鎖，讀鎖和寫鎖互斥，這麼作能夠有效的避免幻讀、不可重複讀、髒讀等問題，但會極大的下降數據庫的併發能力。

因此說不可重複讀和幻讀最大的區別，就在於如何經過鎖機制來解決他們產生的問題。

上文說的，是使用悲觀鎖機制來處理這兩種問題，可是MySQL、ORACLE、PostgreSQL等成熟的數據庫，出於性能考慮，都是使用了以樂觀鎖爲理論基礎的MVCC（多版本併發控制）來避免這兩種問題。

####悲觀鎖和樂觀鎖####

• 悲觀鎖

正如其名，它指的是對數據被外界（包括本系統當前的其餘事務，以及來自外部系統的事務處理）修改持保守態度，所以，在整個數據處理過程當中，將數據處於鎖定狀態。悲觀鎖的實現，每每依靠數據庫提供的鎖機制（也只有數據庫層提供的鎖機制才能真正保證數據訪問的排他性，不然，即便在本系統中實現了加鎖機制，也沒法保證外部系統不會修改數據）。

在悲觀鎖的狀況下，爲了保證事務的隔離性，就須要一致性鎖定讀。讀取數據時給加鎖，其它事務沒法修改這些數據。修改刪除數據時也要加鎖，其它事務沒法讀取這些數據。

• 樂觀鎖

相對悲觀鎖而言，樂觀鎖機制採起了更加寬鬆的加鎖機制。悲觀鎖大多數狀況下依靠數據庫的鎖機制實現，以保證操做最大程度的獨佔性。但隨之而來的就是數據庫性能的大量開銷，特別是對長事務而言，這樣的開銷每每沒法承受。

而樂觀鎖機制在必定程度上解決了這個問題。樂觀鎖，大可能是基於數據版本（ Version ）記錄機制實現。何謂數據版本？即爲數據增長一個版本標識，在基於數據庫表的版本解決方案中，通常是經過爲數據庫表增長一個 「version」 字段來實現。讀取出數據時，將此版本號一同讀出，以後更新時，對此版本號加一。此時，將提交數據的版本數據與數據庫表對應記錄的當前版本信息進行比對，若是提交的數據版本號大於數據庫表當前版本號，則予以更新，不然認爲是過時數據。

要說明的是，MVCC的實現沒有固定的規範，每一個數據庫都會有不一樣的實現方式，這裏討論的是InnoDB的MVCC。

####MVCC在MySQL的InnoDB中的實現
在InnoDB中，會在每行數據後添加兩個額外的隱藏的值來實現MVCC，這兩個值一個記錄這行數據什麼時候被建立，另一個記錄這行數據什麼時候過時（或者被刪除）。 在實際操做中，存儲的並非時間，而是事務的版本號，每開啓一個新事務，事務的版本號就會遞增。 在可重讀Repeatable reads事務隔離級別下：

• SELECT時，讀取建立版本號<=當前事務版本號，刪除版本號爲空或>當前事務版本號。
• INSERT時，保存當前事務版本號爲行的建立版本號
• DELETE時，保存當前事務版本號爲行的刪除版本號
• UPDATE時，插入一條新紀錄，保存當前事務版本號爲行建立版本號，同時保存當前事務版本號到原來刪除的行

經過MVCC，雖然每行記錄都須要額外的存儲空間，更多的行檢查工做以及一些額外的維護工做，但能夠減小鎖的使用，大多數讀操做都不用加鎖，讀數據操做很簡單，性能很好，而且也能保證只會讀取到符合標準的行，也只鎖住必要行。

咱們無論從數據庫方面的教課書中學到，仍是從網絡上看到，大都是上文中事務的四種隔離級別這一模塊列出的意思，RR級別是可重複讀的，但沒法解決幻讀，而只有在Serializable級別才能解決幻讀。因而我就加了一個事務C來展現效果。在事務C中添加了一條teacher_id=1的數據commit，RR級別中應該會有幻讀現象，事務A在查詢teacher_id=1的數據時會讀到事務C新加的數據。可是測試後發現，在MySQL中是不存在這種狀況的，在事務C提交後，事務A仍是不會讀到這條數據。可見在MySQL的RR級別中，是解決了幻讀的讀問題的。參見下圖

讀問題解決了，根據MVCC的定義，併發提交數據時會出現衝突，那麼衝突時如何解決呢？咱們再來看看InnoDB中RR級別對於寫數據的處理。

####「讀」與「讀」的區別
可能有讀者會疑惑，事務的隔離級別其實都是對於讀數據的定義，但到了這裏，就被拆成了讀和寫兩個模塊來說解。這主要是由於MySQL中的讀，和事務隔離級別中的讀，是不同的。

咱們且看，在RR級別中，經過MVCC機制，雖然讓數據變得可重複讀，但咱們讀到的數據多是歷史數據，是不及時的數據，不是數據庫當前的數據！這在一些對於數據的時效特別敏感的業務中，就極可能出問題。

對於這種讀取歷史數據的方式，咱們叫它快照讀 (snapshot read)，而讀取數據庫當前版本數據的方式，叫當前讀 (current read)。很顯然，在MVCC中：

• 快照讀：就是select
  • select * from table ....;
• 當前讀：特殊的讀操做，插入/更新/刪除操做，屬於當前讀，處理的都是當前的數據，須要加鎖。
  • select * from table where ? lock in share mode;
  • select * from table where ? for update;
  • insert;
  • update ;
  • delete;

事務的隔離級別實際上都是定義了當前讀的級別，MySQL爲了減小鎖處理（包括等待其它鎖）的時間，提高併發能力，引入了快照讀的概念，使得select不用加鎖。而update、insert這些「當前讀」，就須要另外的模塊來解決了。

###寫（"當前讀"）
事務的隔離級別中雖然只定義了讀數據的要求，實際上這也能夠說是寫數據的要求。上文的「讀」，實際是講的快照讀；而這裏說的「寫」就是當前讀了。
爲了解決當前讀中的幻讀問題，MySQL事務使用了Next-Key鎖。

####Next-Key鎖
Next-Key鎖是行鎖和GAP（間隙鎖）的合併，行鎖上文已經介紹了，接下來講下GAP間隙鎖。

行鎖能夠防止不一樣事務版本的數據修改提交時形成數據衝突的狀況。但如何避免別的事務插入數據就成了問題。咱們能夠看看RR級別和RC級別的對比

RC級別：

事務A	事務B
begin;	begin;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=30; id class_name teacher_id 2 初三二班 30
update class_teacher set class_name='初三四班' where teacher_id=30;
	insert into class_teacher values (null,'初三二班',30); commit;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=30; id class_name teacher_id 2 初三四班 30 10 初三二班 30

RR級別：

事務A	事務B
begin;	begin;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=30; id class_name teacher_id 2 初三二班 30
update class_teacher set class_name='初三四班' where teacher_id=30;
	insert into class_teacher values (null,'初三二班',30); waiting....
select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=30; id class_name teacher_id 2 初三四班 30
commit;	事務Acommit後，事務B的insert執行。

經過對比咱們能夠發現，在RC級別中，事務A修改了全部teacher_id=30的數據，可是當事務Binsert進新數據後，事務A發現莫名其妙多了一行teacher_id=30的數據，並且沒有被以前的update語句所修改，這就是「當前讀」的幻讀。

RR級別中，事務A在update後加鎖，事務B沒法插入新數據，這樣事務A在update先後讀的數據保持一致，避免了幻讀。這個鎖，就是Gap鎖。

MySQL是這麼實現的：

在class_teacher這張表中，teacher_id是個索引，那麼它就會維護一套B+樹的數據關係，爲了簡化，咱們用鏈表結構來表達（其實是個樹形結構，但原理相同）

如圖所示，InnoDB使用的是彙集索引，teacher_id身爲二級索引，就要維護一個索引字段和主鍵id的樹狀結構（這裏用鏈表形式表現），並保持順序排列。

Innodb將這段數據分紅幾個個區間

• (negative infinity, 5],
• (5,30],
• (30,positive infinity)；

update class_teacher set class_name='初三四班' where teacher_id=30;不只用行鎖，鎖住了相應的數據行；同時也在兩邊的區間，（5,30]和（30，positive infinity），都加入了gap鎖。這樣事務B就沒法在這個兩個區間insert進新數據。

受限於這種實現方式，Innodb不少時候會鎖住不須要鎖的區間。以下所示：

事務A	事務B	事務C
begin;	begin;	begin;
select id,class_name,teacher_id from class_teacher; id class_name teacher_id 1 初三一班 5 2 初三二班 30
update class_teacher set class_name='初一一班' where teacher_id=20;
	insert into class_teacher values (null,'初三五班',10); waiting .....	insert into class_teacher values (null,'初三五班',40);
commit;	事務A commit以後，這條語句才插入成功	commit;
	commit;

update的teacher_id=20是在(5，30]區間，即便沒有修改任何數據，Innodb也會在這個區間加gap鎖，而其它區間不會影響，事務C正常插入。

若是使用的是沒有索引的字段，好比update class_teacher set teacher_id=7 where class_name='初三八班（即便沒有匹配到任何數據）',那麼會給全表加入gap鎖。同時，它不能像上文中行鎖同樣通過MySQL Server過濾自動解除不知足條件的鎖，由於沒有索引，則這些字段也就沒有排序，也就沒有區間。除非該事務提交，不然其它事務沒法插入任何數據。

行鎖防止別的事務修改或刪除，GAP鎖防止別的事務新增，行鎖和GAP鎖結合造成的的Next-Key鎖共同解決了RR級別在寫數據時的幻讀問題。

###Serializable
這個級別很簡單，讀加共享鎖，寫加排他鎖，讀寫互斥。使用的悲觀鎖的理論，實現簡單，數據更加安全，可是併發能力很是差。若是你的業務併發的特別少或者沒有併發，同時又要求數據及時可靠的話，可使用這種模式。

這裏要吐槽一句，不要看到select就說不會加鎖了，在Serializable這個級別，仍是會加鎖的！