什么是鎖

現(xiàn)實(shí)生活中的鎖是為了保護(hù)你的私有物品，在數(shù)據(jù)庫(kù)中鎖是為了解決資源爭(zhēng)搶的問(wèn)題，鎖是數(shù)據(jù)庫(kù)系統(tǒng)區(qū)別于文件系統(tǒng)的一個(gè)關(guān)鍵特性。鎖機(jī)制用于管理對(duì)共享資源的并發(fā)訪。

數(shù)據(jù)庫(kù)系統(tǒng)使用鎖是為了支持對(duì)共享資源進(jìn)行并發(fā)訪問(wèn)，提供數(shù)據(jù)的完整性和一致性

InnoDB存儲(chǔ)引擎區(qū)別于MyISAM的兩個(gè)重要特征就是：InnoDB存儲(chǔ)引擎支持事務(wù)和行級(jí)別的鎖，MyISAM只支持表級(jí)別的鎖

InnoDB存儲(chǔ)引擎中的鎖

InnoDB存儲(chǔ)引擎實(shí)現(xiàn)了如下兩種標(biāo)準(zhǔn)的行級(jí)鎖：

共享鎖（S Lock），允許事務(wù)讀一行數(shù)據(jù)排他鎖（X Lock），允許事務(wù)刪除或更新一行數(shù)據(jù)

鎖的兼容性

可以看到，X排他鎖不與其他鎖兼容，S共享鎖只與S兼容

此外，InnoDB存儲(chǔ)引擎支持多粒度（granular）鎖定，這種鎖定允許事務(wù)在行級(jí)上的鎖和表級(jí)上的鎖同時(shí)存在

為了支持在不同粒度上進(jìn)行加鎖操作，InnoDB存儲(chǔ)引擎支持一種額外的鎖方式，稱之為意向鎖（Intention Lock）。

意向鎖是將鎖定的對(duì)象分為多個(gè)層次，意向鎖意味著事務(wù)希望在更細(xì)粒度（fine granularity）上進(jìn)行加鎖

如上圖，數(shù)據(jù)庫(kù)從上到下可以分為數(shù)據(jù)庫(kù)、表、頁(yè)、記錄四個(gè)層次，行記錄是最細(xì)粒度的鎖，我們?cè)讷@取行鎖的時(shí)候，需要從上到下各個(gè)級(jí)別分別進(jìn)行鎖定，最后才能獲取到行鎖。比如，你要獲取行記錄x的鎖，需要先在數(shù)據(jù)庫(kù)、表、頁(yè)上加意向鎖IX，其中任何一方需要等待鎖，會(huì)造成行鎖的等待

InnoDB存儲(chǔ)引擎支持的意向鎖即為表級(jí)別的鎖。支持兩種意向鎖

• 意向共享鎖（IS Lock），事務(wù)想要獲得一張表中某幾行的共享鎖
• 意向排他鎖（IX Lock），事務(wù)想要獲得一張表中某幾行的排他鎖

由于InnoDB存儲(chǔ)引擎支持的是行級(jí)別的鎖，因此意向鎖其實(shí)不會(huì)阻塞除全表掃以外的任何請(qǐng)求。故表級(jí)意向鎖與行級(jí)鎖的兼容性如表所示

一致性非鎖定讀

一致性的非鎖定讀（consistent nonlocking read）是指InnoDB存儲(chǔ)引擎通過(guò)行多版本控制（multi versioning）的方式來(lái)讀取當(dāng)前執(zhí)行時(shí)間數(shù)據(jù)庫(kù)中行的數(shù)據(jù)。

如果讀取的行正在執(zhí)行DELETE或UPDATE操作，這時(shí)讀取操作不會(huì)因此去等待行上鎖的釋放。

相反地，InnoDB存儲(chǔ)引擎會(huì)去讀取行的一個(gè)快照數(shù)據(jù)

快照數(shù)據(jù)是指該行的之前版本的數(shù)據(jù)，該實(shí)現(xiàn)是通過(guò)undo段來(lái)完成。而undo用來(lái)在事務(wù)中回滾數(shù)據(jù)，因此快照數(shù)據(jù)本身是沒(méi)有額外的開(kāi)銷。此外，讀取快照數(shù)據(jù)是不需要上鎖的，因?yàn)闆](méi)有事務(wù)需要對(duì)歷史的數(shù)據(jù)進(jìn)行修改操作

快照數(shù)據(jù)其實(shí)就是當(dāng)前行數(shù)據(jù)之前的歷史版本，每行記錄可能有多個(gè)版本。如上圖，記錄B就有多個(gè)歷史的快照版本
這就是大名鼎鼎的MVCC

多版本并發(fā)控制(Multi Version Concurrency Control，MVCC)是指一個(gè)行記錄有多個(gè)快照版本，由多個(gè)快照版本引發(fā)的并發(fā)控制，叫做多版本并發(fā)控制

那這么多歷史的快速版本，訪問(wèn)的時(shí)候該用哪一個(gè)呢？

• 在READ COMMITTED事務(wù)隔離級(jí)別下，非一致性讀總是讀取被鎖定行的最新一份快照數(shù)據(jù)
• 在REPEATABLE READ事務(wù)隔離級(jí)別下，非一致性讀總是讀取事務(wù)開(kāi)始時(shí)的行數(shù)據(jù)版本

由此可見(jiàn)，不同的事務(wù)隔離級(jí)別在MVCC的處理上還不一樣

一致性鎖定讀

在默認(rèn)配置下，即事務(wù)的隔離級(jí)別為REPEATABLE READ模式下，InnoDB存儲(chǔ)引擎的SELECT操作使用一致性非鎖定讀

但是在某些情況下，用戶需要顯式地對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)讀取操作進(jìn)行加鎖以保證數(shù)據(jù)邏輯的一致性

InnoDB存儲(chǔ)引擎對(duì)于SELECT語(yǔ)句支持兩種一致性的鎖定讀（locking read）操作：

• SELECT…FOR UPDATE 對(duì)讀取的行記錄加一個(gè)X鎖，其他事務(wù)不能對(duì)已鎖定的行加上任何鎖
• SELECT…LOCK IN SHARE MODE對(duì)讀取的行記錄加一個(gè)S鎖，其他事務(wù)可以向被鎖定的行加S鎖，但是如果加X(jué)鎖，則會(huì)被阻塞

對(duì)于一致性非鎖定讀，即使讀取的行已被執(zhí)行了SELECT…FOR UPDATE，也是可以進(jìn)行讀取的

一致性鎖定讀則需要檢查被讀取的行上有沒(méi)有互斥的鎖，假如有互斥的鎖存在就需要等待鎖的釋放

鎖的算法

行鎖的3種算法

• Record Lock：?jiǎn)蝹€(gè)行記錄上的鎖
• Gap Lock：間隙鎖，鎖定一個(gè)范圍，但不包含記錄本身
• Next-Key Lock∶Gap Lock+Record Lock，鎖定一個(gè)范圍，并且鎖定記錄本身

Record Lock總是會(huì)去鎖住索引記錄，如果InnoDB存儲(chǔ)引擎表在建立的時(shí)候沒(méi)有設(shè)置任何一個(gè)索引，那么這時(shí)InnoDB存儲(chǔ)引擎會(huì)使用隱式的主鍵來(lái)進(jìn)行鎖定

Gap Lock的作用是為了阻止多個(gè)事務(wù)將記錄插入到同一范圍內(nèi)，而這會(huì)導(dǎo)致幻讀問(wèn)題的產(chǎn)生

用戶可以通過(guò)以下兩種方式來(lái)顯式地關(guān)閉Gap Lock：

• 將事務(wù)的隔離級(jí)別設(shè)置為READ COMMITTED
• 將參數(shù)innodb_locks_unsafe_for_binlog設(shè)置為1

在上述的配置下，除了外鍵約束和唯一性檢查依然需要的Gap Lock，其余情況僅使用RecordLock進(jìn)行鎖定。

但需要牢記的是，上述設(shè)置破壞了事務(wù)的隔離性，并且對(duì)于replication，可能會(huì)導(dǎo)致主從數(shù)據(jù)的不一致。

Next-Key Lock是結(jié)合了Gap Lock和Record Lock的一種鎖定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB對(duì)于行的查詢都是采用這種鎖定算法

當(dāng)查詢的索引含有唯一屬性時(shí)，InnoDB存儲(chǔ)引擎會(huì)對(duì)Next-Key Lock進(jìn)行優(yōu)化，將其降級(jí)為Record Lock，即僅鎖住索引本身，而不是范圍

幻像問(wèn)題

幻像問(wèn)題（Phantom Problem）是指在同一事務(wù)下，連續(xù)執(zhí)行兩次同樣的SQL語(yǔ)句可能導(dǎo)致不同的結(jié)果，第二次的SQL語(yǔ)句可能會(huì)返回之前不存在的行

看下面的場(chǎng)景：

• 表t由1、2、5這三個(gè)值組成
• 執(zhí)行select * from t where a > 2 for update;
• 上述事務(wù)T1并沒(méi)有提交，那么此時(shí)另一個(gè)事務(wù)T2插入4這個(gè)值，并且數(shù)據(jù)庫(kù)允許這個(gè)操作
• 那么事務(wù)T1再執(zhí)行上述查詢，就得到4、5兩筆記錄，跟第一次得到的結(jié)果不一樣，違反了事務(wù)的隔離性

InnoDB存儲(chǔ)引擎采用Next-Key Locking的算法避免幻像問(wèn)題。對(duì)于上述的SQL語(yǔ)句select * from t where a > 2 for update，其鎖住的不是5這單個(gè)值，而是對(duì)（2，+∞）這個(gè)范圍加了X鎖。因此任何對(duì)于這個(gè)范圍的插入都是不被允許的，從而避免幻像問(wèn)題

InnoDB存儲(chǔ)引擎默認(rèn)的事務(wù)隔離級(jí)別是REPEATABLE READ，在該隔離級(jí)別下，其采用Next-Key Locking的方式來(lái)加鎖

而在事務(wù)隔離級(jí)別READ COMMITTED下，其僅采用RecordLock行鎖

鎖的問(wèn)題

臟讀

臟讀指的就是在不同的事務(wù)下，當(dāng)前事務(wù)可以讀到另外事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)，簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)就是可以讀到臟數(shù)據(jù)

臟讀發(fā)生的條件是需要事務(wù)的隔離級(jí)別為READ UNCOMMITTED，而目前絕大部分的數(shù)據(jù)庫(kù)都至少設(shè)置成READCOMMITTED。

InnoDB存儲(chǔ)引擎默認(rèn)的事務(wù)隔離級(jí)別為READ REPEATABLE，Microsoft SQLServer數(shù)據(jù)庫(kù)為READ COMMITTED，Oracle數(shù)據(jù)庫(kù)同樣也是READ COMMITTED

不可重復(fù)讀

不可重復(fù)讀是指在一個(gè)事務(wù)內(nèi)多次讀取同一數(shù)據(jù)集合。在這個(gè)事務(wù)還沒(méi)有結(jié)束時(shí)，另外一個(gè)事務(wù)也訪問(wèn)該同一數(shù)據(jù)集合，并做了一些DML操作。因此，在第一個(gè)事務(wù)中的兩次讀數(shù)據(jù)之間，由于第二個(gè)事務(wù)的修改，那么第一個(gè)事務(wù)兩次讀到的數(shù)據(jù)可能是不一樣的。這樣就發(fā)生了在一個(gè)事務(wù)內(nèi)兩次讀到的數(shù)據(jù)是不一樣的情況，這種情況稱為不可重復(fù)讀

不可重復(fù)讀和臟讀的區(qū)別是：臟讀是讀到未提交的數(shù)據(jù)，而不可重復(fù)讀讀到的卻是已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，但是其違反了數(shù)據(jù)庫(kù)事務(wù)一致性的要求

一般來(lái)說(shuō)，不可重復(fù)讀的問(wèn)題是可以接受的，因?yàn)槠渥x到的是已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，本身并不會(huì)帶來(lái)很大的問(wèn)題。因此，很多數(shù)據(jù)庫(kù)廠商（如Oracle、Microsoft SQL Server）將其數(shù)據(jù)庫(kù)事務(wù)的默認(rèn)隔離級(jí)別設(shè)置為READ COMMITTED，在這種隔離級(jí)別下允許不可重復(fù)讀的現(xiàn)象

在InnoDB存儲(chǔ)引擎中，通過(guò)使用Next-Key Lock算法來(lái)避免不可重復(fù)讀的問(wèn)題。

在MySQL官方文檔中將不可重復(fù)讀的問(wèn)題定義為Phantom Problem，即幻像問(wèn)題。在Next-Key Lock算法下，對(duì)于索引的掃描，不僅是鎖住掃描到的索引，而且還鎖住這些索引覆蓋的范圍（gap）。

因此在這個(gè)范圍內(nèi)的插入都是不允許的。這樣就避免了另外的事務(wù)在這個(gè)范圍內(nèi)插入數(shù)據(jù)導(dǎo)致的不可重復(fù)讀的問(wèn)題。因此，InnoDB存儲(chǔ)引擎的默認(rèn)事務(wù)隔離級(jí)別是READ REPEATABLE，采用Next-Key Lock算法，避免了不可重復(fù)讀的現(xiàn)象

丟失更新

丟失更新是另一個(gè)鎖導(dǎo)致的問(wèn)題，簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)其就是一個(gè)事務(wù)的更新操作會(huì)被另一個(gè)事務(wù)的更新操作所覆蓋，從而導(dǎo)致數(shù)據(jù)的不一致

• 事務(wù)T1將行記錄r更新為v1，但是事務(wù)T1并未提交
• 與此同時(shí)，事務(wù)T2將行記錄r更新為v2，事務(wù)T2未提交
• 事務(wù)T1提交
• 事務(wù)T2提交

在當(dāng)前數(shù)據(jù)庫(kù)的任何隔離級(jí)別下，都不會(huì)導(dǎo)致數(shù)據(jù)庫(kù)理論意義上的丟失更新問(wèn)題。這是因?yàn)?，即使是READ UNCOMMITTED的事務(wù)隔離級(jí)別，對(duì)于行的DML操作，需要對(duì)行或其他粗粒度級(jí)別的對(duì)象加鎖

死鎖

死鎖是指兩個(gè)或兩個(gè)以上的事務(wù)在執(zhí)行過(guò)程中，因爭(zhēng)奪鎖資源而造成的一種互相等待的現(xiàn)象

解決死鎖問(wèn)題最簡(jiǎn)單的一種方法是超時(shí)，即當(dāng)兩個(gè)事務(wù)互相等待時(shí)，當(dāng)一個(gè)等待時(shí)間超過(guò)設(shè)置的某一閾值時(shí)，其中一個(gè)事務(wù)進(jìn)行回滾，另一個(gè)等待的事務(wù)就能繼續(xù)進(jìn)行。在InnoDB存儲(chǔ)引擎中，參數(shù)innodb_lock_wait_timeout用來(lái)設(shè)置超時(shí)的時(shí)間

超時(shí)機(jī)制雖然簡(jiǎn)單，但是其僅通過(guò)超時(shí)后對(duì)事務(wù)進(jìn)行回滾的方式來(lái)處理，或者說(shuō)其是根據(jù)FIFO的順序選擇回滾對(duì)象。但若超時(shí)的事務(wù)所占權(quán)重比較大，如事務(wù)操作更新了很多行，占用了較多的undo log，這時(shí)采用FIFO的方式，就顯得不合適了，因?yàn)榛貪L這個(gè)事務(wù)的時(shí)間相對(duì)另一個(gè)事務(wù)所占用的時(shí)間可能會(huì)很多

因此，除了超時(shí)機(jī)制，當(dāng)前數(shù)據(jù)庫(kù)還都普遍采用wait-for graph（等待圖）的方式來(lái)進(jìn)行死鎖檢測(cè)。

較之超時(shí)的解決方案，這是一種更為主動(dòng)的死鎖檢測(cè)方式。InnoDB存儲(chǔ)引擎也采用的這種方式。

wait-for graph要求數(shù)據(jù)庫(kù)保存以下兩種信息

• 鎖的信息鏈表
• 事務(wù)等待鏈表

wait-for graph的死鎖檢測(cè)通常采用深度優(yōu)先的算法實(shí)現(xiàn)，通常來(lái)說(shuō)InnoDB存儲(chǔ)引擎選擇回滾undo量最小的事務(wù)

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