浅谈MySQL数据库中的锁与事务

MySQL中的锁与锁策略

在MySQL中，为了应对并发场景下的读写，锁通常分为两类：共享锁以及排他锁。其中，共享锁允许多个连接在同一时间并发的读取相同的资源，彼此之间互不影响,所以又称为读锁。排他锁则会阻塞其他尝试获取共享锁或者排他锁的操作，确保同一时间只有一个连接可以写入数据，并禁止其他用户的读写，又称写锁。

在实际使用下，加锁往往意味着高昂的开销，MySQL为了平衡锁的开销以及并发的线程之间的安全，采用了两种不同的锁策略：

table lock(表锁)

表锁会锁定整张表，如果当前有用户正在执行写操作并且获取了写锁，这可能导致整张表被锁定，阻塞其他用户的读写操作。如果用户执行的是读操作，则会获取读锁，此时其他用户的并发读操作将被接受，写操作会被阻塞。

举个例子，执行语句

如果b字段不存在索引，那么会锁住所有的记录，即锁上了表锁。

row lock(行锁)

行锁的粒度是在每一条行数据，这意味行锁可以尽可能的支持并发处理，相应的行锁

开销也会比较大。并且，在InnoDB中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，否则行锁将会自动升级为表锁。

相比较而言，表锁的优势在于开销小，加锁快，无死锁，劣势是锁的粒度大，发生锁冲突的概率较高，并发能力较弱。而行锁则相反。实际使用中，两者都会由MySQL自动加锁。行锁冲突可以通过执行 show status like 'innodb_row_lock%'语句进行分析，表锁冲突则可通过执行show status like 'table_locks%' 进行查看。

MySQL中的事务与隔离级别

事务就是一组原子性的sql,要么MySQL引擎会全部执行这一组sql语句，要么全部不

行（不允许任何一条失败）。失败的语句将导致事务的整个回滚。事务系统通常满足四个特性，分别为原子性（要么全部执行、要么全部回滚）、一致性（数据必须从一个一致性状态转换为另一种一致性状态）、隔离性（事务未执行成功，其他人无法看到结果）、持久性（事务在commit之后，数据不会丢失）。

由上述概念可知，事务是用来保障数据的一致性以及完整性的。也是MySQL中用来平衡效率与安全之间的一种手段，所以，InnoDB引擎下的事务通常提供了四种事务的隔离级别，方便用户自己在效率和安全之间做出权衡。

READ UNCOMMITED(未提交读)

事务中的修改，即使该事务未提交，对其他的事务也是可见的。可以读取到其他事务

中的数据，又称为脏读，在实际数据库事务中，脏读会破坏数据的一致性，对业务产生极大影响，所以一般不推荐采用READ UNCOMMITED作为数据库事务的隔离级别。

READ COMMITED(提交读)

在提交读级别中，数据库将保证如果一个事务没有完全执行成功（commit完成），事务中的操作对其他的事务是不可见的。在该隔离级别下，虽然杜绝了脏读的发生，但是还是存在着不可重复读以及幻读的问题。不可重复读发生在事务T1读取了一行数据，事务T2接着修改或者删除了该行数据（已提交），当T1事务再次读取同一行数据的时候，发现数据已经被修改或者被删除。示例如下图：

幻读则发生在事务T1读取了满足某条件的一个数据集，事务T2此时插入了一行或者多行满足T1查询条件的的数据并提交，当T1再次采用相同的条件进行读取时，得到了与第一次不同的结果集。示例如下：

REPEATABLE READ(提交读)

REPEATEABLE READ是MySQL的默认隔离级别，它确保同一个事务的多个实例在并

发读取数据时，会看到同样的数据。按照该隔离级别定义，还是会存在幻读的问题。MySQL通过InnoDB存储引擎的多版本并发控制机制（MVCC）解决了部分该问题的场景，但仍然存在，此处后文会另有分析。

SERIALIZABLE(串行化)

串行化是最严格的隔离级别，通过给事务中的每次读写操作都加锁，保证了不产生任何

脏读、不可重复读以及幻读问题，但是随之引入的是大量的读超时以及锁竞争，导致数据库性能的严重下降。

另外来看看ANSI SQL STANDARD中，对于数据库隔离级别以及相应问题的规定：

所以，对于REPEATABLE READ隔离级别下，是允许出现幻读的。

MySQL中的MVCC

MVCC(multiple-version-concurrency-control）是个行级锁的变种，它在普通读情况下避

免了加锁操作，因此开销更低。其原理具体为，在InnoDB存储引擎中，每行数据会加入一些隐藏字段DATA_TRX_ID，DATA_ROLL_PTR，DB_ROW_ID，DELETE_BIT。DATA_TRX_ID 字段记录了数据的创建和删除时间，这个时间指的是对数据进行操作的事务的id， DATA_ROLL_PTR 指向当前数据的undo log记录，回滚数据就是通过这个指针，DELETE BIT位用于标识该记录是否被删除，这里的不是真正的删除数据，而是标志出来的删除。真正意义的删除是在mysql进行数据的GC，清理历史版本数据的时候。

相应的，其DML的处理方式也发生了变化：

SELECT语句先查找DATA_TRX_ID早于当前事务ID的数据行。这样就保证了读取的数据要么是在这个事务开始之前就已经commit了的（早于当前事务ID），要么是在这个事务中自身创建的数据（等于当前事务ID）。查找行的DELETE_BIT为1时，查找删除事务ID对应的事务，确定此条记录在当前事务开始之前，行没有被删除。

INSERT语句会在新插入行数据之后，保存当前事务ID作为行的DATA_TRX_ID。

DELETE语句为每一条删除的记录保存当前的事务ID作为行的删除标记。

UPDATE语句将复制变更的记录，并把新记录的DATA_TRX_ID置为当前事务ID，同时更新老记录中的DB_ROLL_PT指向了上一个版本。

所以在并发读的时候，不需要等到访问行上的锁释放，只需要读取一个行的快照即可。既然是多版本的读取，就肯定读取不到其他事务中的新插入的数据了，也就避免了上述场景中提到的幻读。

幻读

从上述信息我们已经知道，在REPEATABLE READ级别下，InnoDB采取多版本策略成功

避免了部分幻读现象，但是实际使用中，还是会有幻读产生，先看场景：

通过MVCC，在事务中的多次读取不会出现幻读，但是此时的插入操作依旧会发生主键重复的错误，并且因为MVCC机制，在上图中的会话1无论读取多少次都不会读到导致冲突产生的数据，确实就如“幻影”一般诡异。

为了解决上述场景中的幻读，需要简单提一下InnoDB的行锁机制，在InnoDB引擎下存在三种行锁，分别为：

Record Lock：在单行记录上的锁
Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包括记录本身，。GAP锁的目的，是为了防止同一事务的两次读出现幻读的情况
Next-Key Lock: 前两个锁的共同使用，即锁定了记录本身，也锁定了一定的范围。

通常情况下，INSERT/UPDATE/DELETE默认会在操作的记录上加上Next-Key Lock，而

普通的SELECT因为MVCC的关系反而只需要读取快照即可，所以如果业务需要再REPEATABLE READ场景下保证绝对不产生幻读，需要手动给SELECT加锁，在类似SELECT…WHERE加入FOR UPDATE（排它锁）或者LOCK IN SHARE MODE（共享锁）。

总结

InnoDB中使用索引作为检索条件修改数据时采用行锁，否则使用表锁
InnoDB自动给修改操作加锁，给查询操作不自动加锁
在REPEATABLE READ级别下，如果要完全杜绝幻读，需要手动给关键查询语句加锁
表的大部分数据需要修改时，行锁反而不如表锁更有效率

最后，本文只是就网易云信业务中数据库的一些使用场景和问题作了总结，数据库的实

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