Mysql-事務，鎖篇

前面探究了mysql的數據結構和索引，本文咱們來學習一下mysql中事務和鎖方面的知識。總結了一些點，方便溫故知新

事務

1. ACID四大特性

Atomicity：原子性
事務中的操做要麼所有成功要麼所有失敗
Consistency：一致性
一個事務在執行先後，數據庫都必須保持一致性，數據庫只包含成功提交事務的結果
Isolation：隔離性
事務的執行是相互隔離的，不被幹擾的
Durability：持久性
事務提交後，對數據的修改必須是永久保存的

2. 隔離級別

未提交讀（READ UNCOMMITTED）事務能夠讀取其餘未提交事務中修改的數據，會發生髒讀，不可重複讀，幻讀
已提交讀（READ COMMITTED）事務只能讀取其餘已提交事務修改的數據，能夠解決髒讀（讀取的數據是別的未提交事務修改的數據）
可重複讀（REPEATABLE READ）在事務開啓時，再也不容許修改操做，一個事務屢次讀取同一數據獲得的結果是一致的，能夠解決不可重複讀（一個事務進行2次查詢，中間有別的事務進行了修改操做，致使兩次查詢的結果不一樣）
可串行化（SERIALIZABLE）事務串行執行，不能併發執行，能夠解決幻讀（一個事務進行2次查詢，中間有別的事務進行了新增或刪除操做，致使獲得了不一樣條數的數據）

鎖

共享鎖（讀鎖）
容許多個事務共享一把鎖，可是對於加鎖的數據只能讀取，不能進行UPDATE DETELE等操做
lock in share mode能夠添加共享鎖

排他鎖（寫鎖）
只有一個事務能拿到排他鎖，其餘事務不能獲取到鎖，會阻塞直到持有鎖的事務釋放鎖或者等待超時，不能與其餘鎖共存
InnoDB會對update，insert，delete語句自動加排它鎖
select ... for update也會添加排他鎖
其餘事務能夠正常執行select語句，由於select不涉及加鎖（有些文章模糊了這塊的概念，強調排他鎖事務未提交時，其餘事務不能對鎖住的數據進行任何操做，我在實驗事後發現不加for update的查詢操做是能夠執行的）

意向共享鎖/意向排他鎖
在事務獲取共享鎖或排他鎖以前，會對整張表先加鎖，意向鎖存在的意義是支持行鎖和表鎖共存

鎖算法

Record Lock（記錄鎖）
對記錄上的索引加鎖，能夠理解爲行鎖

Gap Lock（間隙鎖）
間隙鎖，只對索引的間隙加鎖，可是不包括索引自己，只有RR隔離級別以上才支持間隙鎖

Next-Key Lock（臨鍵鎖）
Record Lock+Gap Lock，不只對索引加鎖，也對索引的間隙加鎖（左開右閉），InnoDB利用Next-Key Lock來解決幻讀問題

加鎖規則

1. next-key lock 是前開後閉區間((x,y])。
2. 查找過程當中訪問到的對象纔會加鎖。
3. 索引上的等值查詢，給惟一索引加鎖的時候，next-key lock 退化爲行鎖。
4. 索引上的等值查詢，向右遍歷時且最後一個值不知足等值條件的時候，next-key lock 退化爲間隙鎖。
5. 惟一索引上的範圍查詢會訪問到不知足條件的第一個值爲止

舉例：
假設咱們有張只有主鍵id的表，表的數據爲1,2,3,4,5,6,9,11，咱們看看不一樣的sql下，加鎖的結果是什麼

select * from user where id =8 for update
8介於索引6 9之間，next-key lock前開後閉(6,9]，又由於右邊最後一個值9不等於8，因此next-key lock退化成間隙鎖(6,9)

select * from user where id =9 for update
由於是惟一索引等值查詢，退化成行鎖

select * from user where id >6
根據第五條規則，next-key lock範圍(6,+MAXVALUE]

select * from user where id >=6
由於6是等值查詢，因此須要加行鎖，next-key lock範圍[6,MAXVALUE]

select * from user where id >7
介於6以前，因此next-key lock範圍(6,MAXVALUE]

select * from user where id >6 and id <8由於規則5，第一個不知足查詢條件的是9，因此next-key lock範圍(6,9]