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- 1. MySQL的锁类型
- 1.1 全局锁
- 1.2 表锁
- 1.3 行锁
- 1.4 共享锁（读锁）
- 1.5 排它锁（写锁）
- 1.6 死锁
- 2 乐观锁和悲观锁
- 2.1 乐观锁
- 2.2 悲观锁
- 3 意向锁
- 4 间隙锁
- 5 临键锁
- 6. 事务隔离级别对锁的影响
- 6.1 读未提交（Read Uncommitted）
- 6.2 读已提交（Read Committed）
- 6.3 可重复读（Repeatable Read）
- 6.4 串行化（Serializable）
- 6.5 为什么mvcc无法防止幻读
1. MySQL的锁类型
MySQL按锁的粒度分主要分为全局锁、表锁和行锁。锁类型分为共享锁和排它锁。
1.1 全局锁
全局锁是一种锁定机制，它可以对整个数据库或特定的资源进行锁定。
全局锁的作用是确保在特定的操作期间，防止其他并发操作对受保护的资源进行修改。这有助于维护数据的一致性和完整性。用于全库备份、大规模数据迁移。
列举：
开启全局锁：
FLUSH TABLES WITH READ LOCK（这是一种全局读锁，用于在执行一些全局操作时阻止其他写入操作。）
开启数据备份：mysqldump -uroot -p 数据库名 > /home/backup.sql
解除全局锁：unlock tables
1.2 表锁
MyISAM 存储引擎默认表锁、InnoDB 存储引擎默认行锁。
在MySQL中，对MyISAM表的读操作，会自动加上读表锁，对MyISAM表的写操作，会自动加上写表锁。
InnoDB引擎在必要情况下会使用表锁,但主要是使用行锁来实现多版本并发控制(MVCC) ,它能提供更好的并发性能和更少的锁冲突。
innoDB存储引擎下行锁升级为表锁场景：
- 查询涉及到索引范围扫描
例如： SELECT * FROM orders WHERE order_id BETWEEN 100 AND 200
虽然带有 BETWEEN 表达式的 SELECT 查询通常会使用行级锁，但是数量较大时会升级为表锁，因为InnoDB 认为多个行锁会占用过多资源。
- 对一整张表进行删除
DELETE FROM orders
- 对整张表进行更新
UPDATE orders SET status = 'processed'
- 为整张表添加或者删除索引时，会对整张表加锁
ALTER TABLE Orders ADD INDEX (Column); -- 加锁整张表完成添加索引操作
-
某些情况下，MySQL优化器会选择全表扫描，此时对全表加锁。例如，如果在 WHERE 或 JOIN 的 ON
子句中使用了列的函数表达式，那么 InnoDB 存储引擎不能使用行锁实现高效的索引扫描，会退化为表级锁定。 -
使用 LOCK TABLES 命令显式加表锁。
LOCK TABLES Orders WRITE; -- 显式锁定整张表
INSERT INTO Orders(ID, Total) VALUES (1, 100);
UNLOCK TABLES;
1.3 行锁
InnoDB存储引擎加锁 默认是行锁，例如 对某行数据添加共享锁、排它锁，都称为行锁
SELECT ... FOR UPDATE:这种查询会对选定的行添加一个排他锁(×锁),这意味着其他事务不能修改这些行,也不能对这些行添加共享锁。SELECT ... LOCK IN SHARE MODE:这种查询会对选定的行添加一个共享锁（S锁) ,这意味着其他事务不能修改这些行，但可以对这些行添加共享锁。INSERT:插入操作会对新添加的行添加一个排他锁(X锁)。UPDATE:更新操作会对被更新的行添加一个排他锁(×锁) 。DELETE:删除操作会对被删除的行添加一个排他锁(×锁) 。
注：同一个事务中，被加上行锁的数据可以被访问
.锁升级：如果一个事务试图锁定的行过多，InnoDB可能会将锁从行级升级为表级，这就可能导致更多的锁冲突。
1.4 共享锁（读锁）
共享锁优点是允许一个资源被多个事务读取，但不能被任何事务写入。
START TRANSACTION;
SELECT * FROM table_name WHERE id = 10 LOCK IN SHARE MODE;
这个查询会在’table_name’的’id=10’这一行上放置一个共享锁。起效后，任意数量的其他事务可以对此行设置共享锁并读取，但无法获取排它锁进行修改，直到你结束事务为止。
1.5 排它锁（写锁）
排它锁允许事务独占某个资源。其他事务无法进行读取和写入。
START TRANSACTION;
SELECT * FROM table_name WHERE id = 20 FOR UPDATE;
这个查询会在’table_name’的’id=20’这一行上放置一个排他锁。起效后，同一时间只有这个事务可以读取和修改这一行，所有其他尝试获取这行的锁（共享锁或排他锁）的操作都会被阻塞，直到你结束事务为止。
注：同一事务 中不同程度的锁可被升级，例如，先给某一行设置共享锁，然后在需要对此行进行修改时升级为排他锁。但是，一旦一个锁被设置，就无法在相同事务中降级。（在事务结束前，无法将排他锁降级为共享锁）。
1.6 死锁
在 MySQL 数据库中，死锁是指两个或多个事务相互等待对方所持有的资源，从而导致它们无法继续执行的情况。当发生死锁时，这些事务将会无限期地相互等待，除非通过干预来解决死锁。
下面是一些可能导致死锁的情况：
- 事务顺序交叉：当多个事务同时访问数据时，如果它们的操作序列交叉且相互依赖，可能会导致死锁。例如，事务 A 锁定资源 X，并等待锁定资源Y，而事务 B 正好相反，这将导致两个事务相互等待对方的锁而发生死锁。
- 索引顺序不一致：当多个事务以不同的顺序访问相同的资源时，可能会引发死锁。例如，事务 A 首先锁定资源 X，再锁定资源 Y；而事务 B先锁定资源 Y，再锁定资源 X。这种情况下，如果事务 A 和事务 B 同时执行，就有可能发生死锁。
- 长时间事务：如果一个事务持有锁的时间过长，其他事务可能会因为等待所需资源被阻塞，从而导致死锁。长时间运行的事务可能会导致锁等待链条的增长，增加死锁的风险。
- 锁粒度过高：当锁的粒度过高时，可能会增加发生死锁的可能性。例如，如果对整个表进行锁定而不是仅锁定需要的行或记录，就会增加死锁的概率。
- 并行执行：当多个并发事务同时执行时，由于竞争相同资源而可能导致死锁。如果没有正确处理并发访问，例如使用适当的锁定机制和事务隔离级别，就会增加死锁的风险。
为了处理或避免死锁，可以采取以下几种方法：
- 设置适当的事务隔离级别，确保事务之间的隔离性。
- 尽量缩小事务持有锁的时间，减少锁冲突的可能性。
- 使用合适的索引，以避免全表扫描或不必要的锁定。
- 对事务执行顺序进行优化，以减少死锁的可能性。
- 监控和检测死锁，并及时处理解决。
2 乐观锁和悲观锁
2.1 乐观锁
乐观地认为并发访问不会造成数据冲突，只在更新时检查是否有冲突。乐观锁和CAS的关系可以用“乐观锁是一种思想，CAS是一种具体的实现”来理解。
当使用CAS操作修改数据时，如果版本号不匹配或者其他线程已经修改了要操作的数据，CAS会返回失败。这时候，程序可以再次尝试CAS操作，也就是进行自旋重试，直到CAS操作成功。
因此，CAS操作已经内置了自旋重试的机制，避免了使用额外的自旋锁。
适用场景：适用于并发较低（高并发场景每次修改了去对比，还不如让加锁阻塞排队执行）、读多写少的场景，相信数据多数情况下不会发生冲突，只在更新时进行检查，以减少对共享资源的争用。
java中常见悲观锁实现：可以使用java.util.concurrent.atomic包中的原子类，比如AtomicInteger、AtomicLong等，来实现CAS操作。
mysql实现乐观锁：版本号、时间戳
2.2 悲观锁
悲观地认为并发访问会造成数据冲突，因此在访问共享资源之前就会进行加锁，确保同一时刻只有一个线程能够访问。
适用场景：适用于高并发、写多的场景，通过加锁保护共享资源，确保并发访问时不会造成数据不一致性。
java中常见悲观锁实现：synchronized 关键字、ReentrantLock（可重入锁）
mysql中实现悲观锁：SELECT ... FOR UPDATE、 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE
3 意向锁
意向锁是表锁,用于表明某个事务有意锁定某个表中的某些行或区间。主要用于协调行锁和表锁的关系，以优化InnoDB的加锁策略。意向锁的主要目的是为了提高并发性能并减少锁冲突。
作用：当有事务A有行锁时, MySQL会自动为该表添加意向锁,事务B如果想申请整个表的写锁,那么不需要遍历每一行判断是否存在行锁,而直接判断是否存在意向锁,增强性能。
意向共享锁：给行数据添加共享锁（读锁）时，会自动给表添加意向共享锁。例： SELECT ... LOCK IN SHARE MODE
意向排它锁：给行数据添加排它锁（写锁）时，会自动给表添加意向排它锁。例： SELECT ... FOR UPDATE
两个事务间锁的兼容性：
| 事务A/事务B | 意向共享锁(IS) | 意向排他锁(IX) |
|---|---|---|
| 共享锁(S) | 兼容 | 互斥 |
| 排它锁(X) | 互斥 | 互斥 |
4 间隙锁
间隙锁是MySQL InnoDB存储引擎RR隔离级别引入的一种解决幻读的锁机制。它锁定的不是具体的行记录,而是两个索引之间一个左开右开的区间 ,这样可以防止新的记录插入到该间隙,确保数据的一致性和事务的隔离性。间隙锁之间不互斥，但是间隙锁和插入语句互斥 。
间隙锁的存在，主要是为了解决幻读问题。因此间隙锁只存在于可重复读(RR)隔离级别下。
产生间隙锁方式：普通索引锁定、多列唯一索引、唯一索引锁定多行记录。
表结构如下，其中id是主键索引，age是普通索引
age对应的间隙锁就是(-,20),(20,22),(22,27),(27,28)，(28,+)
举例 1：
// 事务 A，则会主动给(20,22)这个区间加间隙锁，(20,22]临键锁，由于是普通索引会上升到主键索引。
START TRANSACTION;
SELECT * FROM `user` where age =23 for update;
可以用：SELECT * FROM performance_schema.data_locks; 查看加锁情况，但不会显示间隙锁
rr级别下间隙锁引起的死锁：1 降低隔离级别到rc，2 分布式锁
5 临键锁
临键锁是由间隙锁和记录锁（行锁）组成的一种特殊锁，是一个左开右闭的索引区间。也是为了解决幻读问题，只存在于非唯一索引。
6. 事务隔离级别对锁的影响
MySQL InnoDB 支持四种异步隔离级别：READ UNCOMMITTED（读未提交）、READ COMMITTED（读已提交）、REPEATABLE READ（可重复读）和 SERIALIZABLE（串行化）。不同的隔离级别用不同的方法处理并发事务，以满足您的特定需求。
- READ UNCOMMITTED：在此隔离级别下，事务可以读取未提交的数据。
- READ COMMITTED：此隔离级别下，只能读取已经提交的数据。
- REPEATABLE READ：在此隔离级别下，同一事务中的多次读取可以看到同一份数据。这是 MySQL 默认的隔离级别。
- SERIALIZABLE：这是最高的事务隔离级别，它要求所有事务顺序执行。
如果需要了解mysql事务和隔离级别，可以参考：MySQL事务的四个特征（ACID）以及隔离级别
6.1 读未提交（Read Uncommitted）
该隔离级别允许事务读取未提交的数据，但在修改数据时仍然会加锁，防止其他事务同时对同一条数据进行修改，从而避免"脏写"。事务可以读取未提交的数据（即，脏读）。select 不加锁，update delete insert 会加行锁（排它锁）
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;
START TRANSACTION;
SELECT * FROM Orders WHERE CustomerID = 1; -- 可以读取到未提交的数据
6.2 读已提交（Read Committed）
只能读取已经提交的数据。读操作不会使用锁，写操作则会加上行锁，并且只有在事务提交后才释放。select 不加锁，update delete insert 会加行锁（排它锁）
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
START TRANSACTION;
UPDATE Orders SET Total = Total + 100 WHERE CustomerID = 1; -- 对匹配的行加上排他锁
6.3 可重复读（Repeatable Read）
这是 MySQL 默认的隔离级别。在此隔离级别中，同一事务中的多次读取可以看到同一份数据。读操作（不使用 FOR UPDATE 或 LOCK IN SHARE MODE 句法）不会使用锁，写操作会加上行锁，并在事务结束后释放。select 不加锁，update delete insert 会加行锁（排它锁）
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
START TRANSACTION;
INSERT INTO Orders(CustomerID, Total) VALUES (1, 100); -- 加上排他锁，其他事务无法修改这一行，直到本事务结束
那么可重复读是如何解决多次读取的是同一份数据呢？，这是因为可重复读的实现主要依赖于 MySQL 的多版本并发控制（MVCC）。当一个事务开始时，数据库的当前状态会被记录下来，随后在这个事务中的所有读操作，看到的都是这个存储的版本，而不是最新的数据。
比如：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
START TRANSACTION;
SELECT * FROM Orders WHERE CustomerID = 1;
-- 假设在此时，另一个事务修改了 CustomerID 为 1 的这条数据的值并且提交了
SELECT * FROM Orders WHERE CustomerID = 1; -- 在同一事务中，尽管另一个事务已经修改了数据，但你仍然能看到第一次查询的结果。因为你看到的是事务开始时的那个版本的数据。
COMMIT;
6.4 串行化（Serializable）
在串行化（Serializable）隔离级别下，事务会在读取的时候也设置锁, 并且会按顺序排队，类似于队列，即并发多个当前行的查询会排序一个一个执行。select 加行锁（共享锁），update delete insert 会加行锁（排它锁）
串行化级别可以解决幻读的问题。“幻读” 是指一个事务在读取了几行数据后，另一个并发事务插入了一些符合其查询条件的新行，如果前一个事务再次读取，会发现一些“从未存在”的新行，这些新行被称为"幻读"。
串行化通过锁住整张表，阻止其他事务插入新的行，从而防止了幻读的发生。
在串行化中，读数据会加上共享锁，增删改会加上排它锁。至于是否从行锁上升到表锁在于是否需要全表查询。同时除了锁定，串行化还遵循一个重要的规则——所有的操作都必须按照某种确定的顺序执行，即事务必须按照它们的提交顺序来串行执行，以确保数据的一致性和事务的隔离性。在这种级别下，即使是并发的事务，也会被数据库系统排队，按照提交顺序一个接一个地处理。这就是“串行化”一词的来源。
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
START TRANSACTION;
DELETE FROM Orders WHERE CustomerID = 1; -- 对匹配的行加上排他锁，并阻塞其他所有事务
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;
START TRANSACTION;
SELECT COUNT(*) FROM Orders WHERE Total > 100; --假设返回10
-- 另一个事务插入了一个Total > 100的新订单并且提交
SELECT COUNT(*) FROM Orders WHERE Total > 100; --串行化下，此次查询会阻塞，等待插入新订单的事务完成。事务完成后，新的查询结果会返回新插入的行，即返回11
COMMIT;
6.5 为什么mvcc无法防止幻读
“幻读"是指在一个事务内读取某范围的记录时，另一个事务在此范围内插入了新的记录，当前事务在此范围内再次读取时，会发现一些之前不存在的记录，这就是"幻读”。
即使使用了 MVCC（多版本并发控制）以在同一事务内保持数据的一致性，通过多版本并发控制（MVCC）可以创建查询时点的数据快照，使得在一个事务内多次读取数据时始终能够得到一致的结果。"幻读"问题仍然可能发生，因为 MVCC 主要解决的是"非重复读"的问题，也就是防止一个事务读取到在此期间其他事务提交的数据。
然而，"幻读"是由其它事务提交了新的数据引起的。仅仅依靠 MVCC 是无法解决"幻读"问题的，因为在事务开始后，新提交的数据仍然可能影响到同一事务后续的查询结果。
例如：
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
START TRANSACTION;
-- 初始读取
SELECT * FROM Orders WHERE Total > 1000;
-- 此时，另一个事务插入了一个 Total > 1000 的记录并提交
-- 再次读取
SELECT * FROM Orders WHERE Total > 1000; -- 这时会发现一个新的记录，这就是幻读
COMMIT;
为了解决幻读问题，需要升级到串行化（SERIALIZABLE）隔离级别。该隔离级别会在读取的数据范围上放置共享锁，防止其他事务插入新的行，从而解决了幻读问题。但这种方式的代价是并发性能的下降。
InnoDB的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁。并且该索引不能失效，否则都会从行锁升级为表锁（也就是where后的条件）
