锁

按模式分类

乐观锁

• 业务实现

  -- 如果更新失败则重新尝试
  update value = value  where  version = curversion

悲观锁

• select…for update 注意weher条件要明确指定主键
• 对符合 WHERE 条件的行加锁（默认行级锁）
• 必须在事务中（BEGIN 或 START TRANSACTION）使用，否则锁会立即释放。
• 如果 WHERE 条件未命中索引，InnoDB 会升级为 表级锁（全表扫描代价高）。
• 例如库存扣减场景

  START TRANSACTION;
  -- 检查库存，计算新值
  COMMIT;

按加锁粒度分类

全局锁

• Flush tables with read lock (FTWRL)
• 让整个数据库处于只读状态，很危险不建议，只要数据库引擎支持事务操作就使用官方自带的逻辑备份工具是 mysqldump。当 mysqldump 使用参数–single-transaction 的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。而由于 MVCC 的支持，这个过程中数据是可以正常更新的。
• 如果要全库只读，为什么不使用set global readonly=true的方式？
  • 1.在有些系统中，readonly的值会被用来做其他逻辑，比如判断主备库。所以修改global变量的方式影响太大。
  • 2.在异常处理机制上有差异。如果执行FTWRL命令之后由于客户端发生异常断开，那么MySQL会自动释放这个全局锁，整个库回到可以正常更新的状态。而将整个库设置为readonly之后，如果客户端发生异常，则数据库就会一直保持readonly状态，这样会导致整个库长时间处于不可写状态，风险较高。

表级锁

• 表锁
  • lock tables … read/write
  • lock tables 语法除了会限制别的线程的读写外，也限定了本线程接下来的操作对象。
• 元数据锁(meta-data-lock MDL)
  • MDL 不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上,
  • 当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。
  • MDL作用是防止DDL(对表数据的增删改查)和DML(对表结构的增删改查以及新增表)并发的冲突
• 意向锁
  • 当执行插入、更新、删除操作，需要先对表加上「意向独占锁」，然后对该记录加独占锁。加意向锁的目的是为了快速判断表里是否有记录被加锁。

行级锁

• 记录锁，锁住的是一条记录。而且记录锁是有S锁和X锁之分的，满足读写互斥，写写互斥
• 间隙锁，只存在于可重复读隔离级别，目的是为了解决可重复读隔离级别下幻读的现象。
• Next-Key Lock 称为临键锁，是 Record Lock+Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身。

按属性分类

共享锁和排他锁

• 共享锁（Shared），简写为 S 锁，又称读锁。select …..lock in share mode

• 排他锁（Exclusive），简写为 X 锁，又称写锁 。sleect … for update

• 

• 有两个规定

  • 一个事务对数据对象 A 加了 X 锁，就可以对 A 进行读取和更新。加锁期间其它事务不能对 A 加任何锁。
  • 一个事务对数据对象 A 加了 S 锁，可以对 A 进行读取操作，但是不能进行更新操作。加锁期间其它事务能对 A 加 S 锁，但是不能加 X 锁。

按状态分类

意向共享锁和意向排他锁

• 使用意向锁(Intention Locks)可以更容易支持多粒度封锁。

• 在存在行级锁和表级锁的情况下，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，就需要先检测是否有其它事务对表 A 或者表 A 中的任意一行加了锁，那么就需要对表 A 的每一行都检测一次，这是非常耗时的。

• 意向锁在原来的 X/S 锁之上引入了 IX/IS，IX/IS 都是表锁，用来表示一个事务想要在表中的某个数据行上加 X 锁或 S 锁

• 规定：

  • 一个事务在获得某个数据行对象的 S 锁之前，必须先获得表的 IS 锁或者更强的锁；
  • 一个事务在获得某个数据行对象的 X 锁之前，必须先获得表的 IX 锁。
• 
  • 任意 IS/IX 锁之间都是兼容的，因为它们只表示想要对表加锁，而不是真正加锁；
  • 这里兼容关系针对的是表级锁，而表级的 IX 锁和行级的 X 锁兼容，两个事务可以对两个数据行加 X 锁。（事务 T1 想要对数据行 R1 加 X 锁，事务 T2 想要对同一个表的数据行 R2 加 X 锁，两个事务都需要对该表加 IX 锁，但是 IX 锁是兼容的，并且 IX 锁与行级的 X 锁也是兼容的，因此两个事务都能加锁成功，对同一个表中的两个数据行做修改。）

• 自增锁

  • 完成对自增长值插入的sql语句后立刻释放。表示为当插入一个自增数据后，无论事务是否提交，下次插入的数据均为该自增数据的下一个自增值。

按算法分类

间隙锁（GAP）

• 间隙锁是一个在索引记录之间的间隙上的锁。但不包括记录本身
• 保证某个间隙内的数据在锁定情况下不会发生任何变化。比如mysql默认隔离级别下的可重复读（RR）
• 如果Where条件全部命中，则不会用Gap锁，只会加记录锁。如果where条件部分命中或者全不命中则会加Gap锁。

记录锁(Record Lock)

• 记录锁 是直接锁定索引中的一条具体记录的锁。
• 仅锁定单行，不涉及范围。

临键锁(Next-Key Lock)

• 临键锁 是 记录锁（Record Lock） + 间隙锁（Gap Lock） 的组合，锁定索引记录及其前面的间隙

• 例如：如果表中存在 id=3 和 id=7 的记录，临键锁可能锁定区间 (3, 7](左开右闭区间)。

• 目的

  • 防止其他事务在锁定范围内插入新记录（避免幻读）。
  • 阻止其他事务修改或删除锁定范围内的记录。
  • 左开右闭是为了避免双重锁定，如果采用闭区间（如 [10,20]），则记录 10 和 20 会被相邻的锁重复锁定（[10,20] 和 [20,30] 会重叠锁定 20）。左开右闭确保了边界值（如 20）只被右侧的临键锁锁定一次，避免冲突。

• MVCC 不能解决幻影读问题，Next-Key Locks 就是为了解决这个问题而存在的。在可重复读（REPEATABLE READ）隔离级别下，使用 MVCC + Next-Key Locks 可以解决幻读问题。

封锁协议

三级封锁协议

• 一级封锁协议

  • 事务 T 要修改数据 A 时必须加 X 锁，直到 T 结束才释放锁。可以解决丢失修改问题，因为不能同时有两个事务对同一个数据进行修改，那么事务的修改就不会被覆盖。

  • 

• 二级封锁协议

  • 在一级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，读取完马上释放 S 锁。可以解决读脏数据问题，因为如果一个事务在对数据 A 进行修改，根据 1 级封锁协议，会加 X 锁，那么就不能再加 S 锁了，也就是不会读入数据。

  • 

• 三级封锁协议

  • 在二级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，直到事务结束了才能释放 S 锁。可以解决不可重复读的问题，因为读 A 时，其它事务不能对 A 加 X 锁，从而避免了在读的期间数据发生改变。

  • 

两段锁协议(2PL)

• 一个事务中一旦开始释放锁，就不能再申请新锁了。事务的加锁和解锁严格分为两个阶段，第一阶段加锁，第二阶段解锁。引入2PL是为了保证事务的隔离性，保证并发调度的准确性，多个事务在并发的情况下等同于串行执行。
• 在事务中只有提交(commit)或者回滚(rollback)时才是解锁阶段，其余时间为加锁阶段。

Mysql隐式和显示锁定

• MySQL 的 InnoDB 存储引擎采用两段锁协议，会根据隔离级别在需要的时候自动加锁，并且所有的锁都是在同一时刻被释放，这被称为隐式锁定。
• InnoDB 也可以使用特定的语句进行显示锁定：

Mysql如何处理死锁

• 等待，直到超时
• 发起死锁检测，主动回滚一条事务，让其他事务继续执行

死锁检测

• 死锁检测的原理是构建一个以事务为顶点、锁为边的有向图，判断有向图是否存在环，存在即有死锁。

回滚

• 检测到死锁之后，选择插入更新或者删除的行数最少的事务回滚，基于 INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TRX 表中的 trx_weight 字段来判断。

如何安全的给小表加字段

• ，在 alter table 语句里面设定等待时间，如果在这个指定的等待时间里面能够拿到 MDL 写锁最好，拿不到也不要阻塞后面的业务语句，先放弃。之后开发人员或者 DBA 再通过重试命令重复这个过程。
• MariaDB 已经合并了 AliSQL 的这个功能，所以这两个开源分支目前都支持 DDL NOWAIT/WAIT n 这个语法。
  • ALTER TABLE tbl_name NOWAIT add column …
  • ALTER TABLE tbl_name WAIT N add column …

如何避免发生死锁

• 使用事务，不使用 lock tables 。
• 保证没有长事务。
• 操作完之后立即提交事务，特别是在交互式命令行中。
• 如果在用 (SELECT ... FOR UPDATE or SELECT ... LOCK IN SHARE MODE)，尝试降低隔离级别。
• 修改多个表或者多个行的时候，将修改的顺序保持一致。
• 创建索引，可以使创建的锁更少。
• 最好不要用 (SELECT ... FOR UPDATE or SELECT ... LOCK IN SHARE MODE)。
• 如果上述都无法解决问题，那么尝试使用 lock tables t1, t2, t3 锁多张表

并发一致性问题

丢失修改

• 丢失修改指一个事务的更新操作被另外一个事务的更新操作替换。一般在现实生活中常会遇到，例如：T1 和 T2 两个事务都对一个数据进行修改，T1 先修改并提交生效，T2 随后修改，T2 的修改覆盖了 T1 的修改。

• 

脏读

• 读脏数据指在不同的事务下，当前事务可以读到另外事务未提交的数据。例如：T1 修改一个数据但未提交，T2 随后读取这个数据。如果 T1 撤销了这次修改，那么 T2 读取的数据是脏数据

• 

不可重复读

• 不可重复读指在一个事务内多次读取同一数据集合。在这一事务还未结束前，另一事务也访问了该同一数据集合并做了修改，由于第二个事务的修改，第一次事务的两次读取的数据可能不一致。例如：T2 读取一个数据，T1 对该数据做了修改。如果 T2 再次读取这个数据，此时读取的结果和第一次读取的结果不同。

• 

幻影读

• 幻读本质上也属于不可重复读的情况，T1 读取某个范围的数据，T2 在这个范围内插入新的数据，T1 再次读取这个范围的数据，此时读取的结果和和第一次读取的结果不同。

• 

不可重复读和幻影读的区别

• 不可重复读是读取同样的数据，前后读取结果不一致，重点是数据的修改，幻影读是同样的条件，检索的结果集不一致，重点是新增或者删除
• 解决不可重复读的问题只需锁住满足条件的行，解决幻读需要锁表

并发一致性问题总结

• 产生并发不一致性问题的主要原因是破坏了事务的隔离性，解决方法是通过并发控制来保证隔离性。并发控制可以通过封锁来实现，但是封锁操作需要用户自己控制，相当复杂。数据库管理系统提供了事务的隔离级别，让用户以一种更轻松的方式处理并发一致性问题。

数据库事务

ACID

• 原子性（Atomicity）：事务被视为不可分割的最小单元，事务的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚。回滚可以用回滚日志来实现，回滚日志记录着事务所执行的修改操作，在回滚时反向执行这些操作即可。
• 一致性(Consistency):数据库在事务的执行前后都保持着一致性的状态，在一致性的状态下，所有事务对一条数据的读取结果都时相同的。
• 隔离性(Isolation)：一个事务在提交事务前的所有修改，对其他事务来说是不可见的
• 持久性(Durability)：一旦事务提交，则其所作的修改将会永久的保存到数据库中，即使系统发生崩溃，事务执行的结果也不能丢失。使用重做日志来保证持久性。系统发生崩溃可以用重做日志（Redo Log）进行恢复，从而实现持久性。与回滚日志记录数据的逻辑修改不同，重做日志记录的是数据页的物理修改。
• 解释
  • 只有满足一致性，事务的执行结果才是正确的。
  • 在无并发的情况下，事务串行执行，隔离性一定能够满足。此时只要能满足原子性，就一定能满足一致性。
  • 在并发的情况下，多个事务并行执行，事务不仅要满足原子性，还需要满足隔离性，才能满足一致性。
  • 事务满足持久化是为了能应对系统崩溃的情况。

隔离级别

• 未提交读(READ UNCOMMITED)
  事务中的修改，即使不提交，对其他事务也是可见的
• 读已提交(READ COMMITED)(默认)
  一个事务只能读取已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务所做的修改在提交之前对其它事务是不可见的。
• 可重复读（REPEATABLE READ）
  保证在同一个事务中多次读取同一数据的结果是一样的。
• 可串行化（SERIALIZABLE）
  强制事务串行执行，这样多个事务互不干扰，不会出现并发一致性问题。

• 隔离级别	脏读	不可重复读	幻读	锁策略
  读未提交 (Read Uncommitted)	可能	可能	可能	无锁（或极弱锁）
  读已提交 (Read Committed)	不可能	可能	可能	行级锁（短暂持有） + MVCC
  可重复读 (Repeatable Read)	不可能	不可能	不可能	临键锁（Next-Key Lock） + MVCC
  串行化 (Serializable)	不可能	不可能	不可能	表级锁或严格的行级锁

• RR级别下并没有完全解决幻读问题，但通过使用Next-Key Locks（一种Gap Lock和Record Lock的组合锁）的机制，它在大多数情况下可以防止幻读的发生。以下是RR级别下，幻读会发生的情况
  • 快照读（非锁定读）：在RR隔离级别下，同一个事务内混合“快照读”和“当前读”，

    -- 事务 A (RR 隔离级别)
    START TRANSACTION;
    
    -- 快照读 (基于 Read View V1), 假设返回记录数: 5
    SELECT * FROM users WHERE age BETWEEN 20 AND 30; 
    
    -- 此时事务 B 插入一条 age=25 的新记录并提交
    -- COMMIT; (事务 B)
    
    -- 当前读 (读取最新已提交数据, 获取 Next-Key Locks)
    SELECT * FROM users WHERE age BETWEEN 20 AND 30 FOR UPDATE; 
    -- 这个 SELECT FOR UPDATE 看到了事务 B 新插入的 age=25 的记录！
    -- 事务 A 的第二次查询比第一次查询多出了一行 (幻读发生)
    
    COMMIT; -- 事务 A

  • UPDATE/DELETE 操作“看到”幻影行并修改它们

    -- 事务 A (RR 隔离级别)
    START TRANSACTION;
    
    -- 快照读 (基于 Read View V1), 假设返回记录数: 5
    SELECT COUNT(*) FROM users WHERE age BETWEEN 20 AND 30; -- 结果: 5
    
    -- 此时事务 B 插入一条 age=25 的新记录并提交
    -- COMMIT; (事务 B)
    
    -- UPDATE 是当前读! 它会看到事务 B 提交的新记录 (age=25)
    UPDATE users SET status = 'active' WHERE age BETWEEN 20 AND 30;
    -- 这个 UPDATE 语句实际影响了 6 行记录 (包括事务 B 插入的那一行)
    
    -- 再次快照读 (基于 Read View V1), 仍然看不到新行
    SELECT COUNT(*) FROM users WHERE age BETWEEN 20 AND 30; -- 结果: 5 (快照读不变)
    
    -- 但是! 执行当前读:
    SELECT COUNT(*) FROM users WHERE age BETWEEN 20 AND 30 FOR UPDATE; -- 结果: 6 (看到新行)
    -- 或者提交后看数据，会发现 6 行被更新了
    
    COMMIT; -- 事务 A

    • UPDATE 和 DELETE 语句在 RR 级别下也是当前读。它们在查找要修改的行时，会读取数据库的最新已提交状态（并获取 Next-Key Locks）。因此，它们能“看到”并修改在事务开始之后、但在 UPDATE/DELETE 执行之前由其他已提交事务插入的“幻影行”。

MVCC(多版本并发控制)

• 多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control, MVCC）是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎实现隔离级别的一种具体方式，用于实现提交读的可重复读以及快照读的幻读问题这两种隔离级别。而未提交读隔离级别总是读取最新的数据行，要求很低，无需使用 MVCC。可串行化隔离级别需要对所有读取的行都加锁，单纯使用 MVCC 无法实现。
• 读不加锁，读写不冲突。MVCC 在不加锁的情况下解决了脏读、不可重复读

MVCC基础概念

• 版本号
  • 系统版本号 SYS_ID：是一个递增的数字，每开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增。
  • 事务版本号 TRX_ID ：事务开始时的系统版本号。
• 隐藏的列
  • MVCC在每行记录后面都保存着两个隐藏的列，
    • DB_TRX_ID：最后修改改行的事务ID
    • DB_ROLL_PTR(roll_pointer)：指向旧版本数据的指针。
      • 每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息
• undo日志

  • MVCC 使用到的快照存储在 Undo 日志中，该日志通过回滚指针把一个数据行（Record）的所有快照连接起来。

  • 

当前读和快照读

• 快照读
  • MVCC 中的 SELECT 操作是快照中的数据，不需要进行加锁操作。
  • 每一次修改数据都会在undo-log 中存有快照记录，快照读就是读取某一个版本的快照
• 当前读
  • 当前读是给读操作加上共享锁、排它锁，DML 操作加上排它锁，读取记录的最新版本。
  • 快照读的前提是隔离级别不是串行级别，串行级别下的快照读会退化成当前读；
  • MVCC 其它会对数据库进行修改的操作（INSERT、UPDATE、DELETE）隐式的加上排他锁操作，从而读取最新的数据。可以看到 MVCC 并不是完全不用加锁，而只是避免了 SELECT 的加锁操作。

• 特性	当前读	快照读
  数据版本	读取最新已提交数据	读取历史快照数据（基于事务/语句时间点）
  加锁	是（排他锁或共享锁）	否
  并发性能	低（锁竞争可能阻塞其他事务）	高（无锁，读写并行）
  适用操作	FOR UPDATE、UPDATE、DELETE 、INSERT	普通SELECT
  隔离级别依赖	所有级别（行为一致）	读已提交和可重复读（行为不同）
  触发条件	显式加锁的 SELECT ... FOR UPDATE 或 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。 任何数据修改语句（UPDATE/DELETE/INSERT）在执行前会隐式触发当前读。	所有普通 SELECT 语句默认使用快照读。 事务首次读取数据时生成快照，后续读取沿用该快照。

MVCC适用的隔离级别

• 操作类型	RC 隔离级别	RR 隔离级别
  普通 SELECT	动态快照读（每次生成新 Read View）	固定快照读（复用首次 Read View）
  写操作/加锁读	当前读（读取最新数据）	当前读（读取最新数据，加间隙锁防幻读）

read-view

• 进行快照读时，会产生read-view,RC在每一次进行普通SELECT操作前都会生成一个ReadView，而RR只在第一次进行普通SELECT操作前生成一个ReadView，数据的可重复读其实就是read-view的重复使用
• read-view有四个重要变量
  • m_ids：活跃事务id列表，当前系统中所有活跃的（也就是没提交的）事务的事务id列表。
  • min_trx_id：m_ids 中最小的事务id。
  • max_trx_id：生成 ReadView 时，系统应该分配给下一个事务的id（注意不是 m_ids 中最大的事务id），也就是m_ids 中的最大事务id + 1 。
  • creator_trx_id：生成该 read-view 的事务的事务id。
• trx_id是版本链中的各个id, 遍历版本链，通过比较trx_id和m_ids中的数的关系来确认当前可见的版本是哪个
  • trx_id == creator_trx_id，版本链中的这个版本是当前事务修改的，所以该快照记录对当前事务可见。
  • trx_id<min_trx_id，表示此版本是已经提交的事务生成的，由于事务已经提交所以数据是可见的。
  • trx_id>max_trx_id，表示此版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的。
  • min_trx_id<=trx_id<=max_trx_id会存在俩种情况
    • trx_id 在数组中，表示此版本是由还没提交的事务生成的，不可见，但是当前自己的事务是可见的。
    • row 的 trx_id 不在数组中，表明是提交的事务生成了该版本，可见。