mysql第六话 - mysql事务与锁详解

有这样的一个经典问题，用户A转账给用户B，是怎样保证数据的一致性的？这时就需要用到事务了。

1.什么是事务

1.1 定义

事务是数据库管理系统执行insert、update、delete过程中的一个逻辑单位，由一个有限的数据库操作序列构成

1.2 事务的四大特性

• 原子性 undo log
• 隔离性 锁LCC+MVCC
• 持久性 redo log + double write buffer 双写缓冲
• 一致性

1.3 如何使用事务

• 增删改语句，默认会开启事务，查询变量语句show variables like '%autocommit%'
• 命令begin 、commit/rollback 事务持有的锁在事务结束时释放

2.事务隔离级别

2.1 事务并发的三大问题

1.脏读(可能会回滚)

• 一个事务读到另一个还未提交的数据
• A开启了事务查询id=10的数据，B开启了事务更新了id=10的数据但还未提交，A查询时能查到B已修改的数据

2.不可重复读(update/delete)

• 一个事务读到了已提交的数据，导致两次读取数据不一致
• A开启事务查询了id=10的数据，B开启事务更新了id=10的数据，A再次查询时能查询到已经修改的数据

3.幻读(insert)

• 一个事务读到了另一个事务插入并且已经提交的数据，造成两次读取数量不一致
• A开启事务查询数据10条，B开启事务插入了新的数据且已提交，A查询时能查询到新增的数据

2.2 事务的四种隔离级别

• Read Uncommitted(RU 未提交读) – 未解决任何问题
• Read Committed(RC已提交读) – 解决脏读问题，只能看到已提交的事务做的修改，会出现不可重复读
• Repeatable Read(RR可重复读) – 解决不可重复读问题
  • 在同一个事务中多次读取的结果应该是一致的，但不解决幻读问题
  • 在innoDB不可能出现幻读
• Serializable(串行化) – 解决所有问题，强制事务的串行化执行

查看数据库隔离级别sql show variables like 'tx_isolation'

2.3 事务隔离级别解决方案

如何在一个事务里面保证两次查询一致？
1.在读数据前对其加锁，阻止其他事务对该数据加锁(LBCC，基于锁并发)，高并发情况下，很不友好
2.生成一个请求时间点的一致性快照数据，用这个快照来提供一致性读(MVCC)

3 MVCC

3.1 核心思想

建立一个快照，同一个事务无论查询多少次，都是相同的数据
一个事务能看到的数据版本：

• 第一次查询之前已经提交事务的修改
• 本事务的修改

一个事务不能看到的版本

• 在第一查询之后创建的事务（事务ID大于当前事务ID）
• 未提交的事务修改

3.2 MVCC模型

在InnoDB里面，会为每行记录新加三个字段

• ROW_ID 行标识，默认主键
• TRX_ID 创建版本
• ROLL_PTR 删除版本

接下来从一张图来分析MVCC是怎么工作的：

MVCC是怎么实现的呢？为什么每次查询都能查到第一次查询的内容？
依赖的是Read View一致性视图

3.3 Read View一致性视图

事务开启之后的第一次查询会建立这样的一个视图

• mid[]：列表，当前系统活跃(未提交)的事务ID
• min_trx_id 未提交的最小的事务id
• max_trx_id 系统分配给下一个事务的ID
• creator_trx_id 生成ReadView事务的事务ID

3.4 Read View判断规则

1.从数据的最早版本判断（undo log）
2.数据版本的trx_id = creator_trx_id，本事务修改，可见
3.数据版本的trx_id < min_trx_id，当前事务版本在生成ReadView已经提交，可见
4.数据版本的trx_id > max_trx_id，当前事务版本是生成ReadView新开的事务的，不可见
5.数据版本的trx_id在min和max之间，看看是否还在mid[]列表中，在的话说明是未提交的，不可见，反之可见。
6.如果当前版本不可见，就找undo log链中的下一个版本。

3.5 RC和RR Read View的区别

• Read Committed(RC已提交读) – 是事务每次查询时建立的
• Repeatable Read(RR可重复读) – 是事务第一次查询时建立的

4.Mysql InnoDB锁

在mysql中锁有表锁和行锁。

• Myisam：只支持表锁
• InnoDB：支持表锁和行锁

4.1 表锁

• 锁住整个表

lock tables xxx read;
lock tables xxx write;
unlock tables;

4.2 表锁之意向共享锁(IS)/意向排它锁(IX)

• 不需要自己实现，由存储引擎维护
• 一个事务在加行锁时会自动给表加上一个意向锁，如果再有事务来加表锁不会存在

-- 先加行锁
begin;
select * from student where id=1 FOR UPDATE;
-- 另一个窗口加表锁 不会成功
begin;
LOCK TABLES student WRITE;

4.3 行锁之共享锁（Share Locks）

• 读锁，加锁后只能读不能修改。例如在两张表的数据在事务没完成之前不希望其他事务修改

begin;
select * from student where id=1 LOCK IN SHARE MODE;
commit/rollback;

4.4 行锁只排它锁（X）

• 一个事务获取了行锁，那其他事务不能再获取该行的锁
• delete/update/insert默认加上排它锁
• 其他事务获取锁等待超时时间show variables like 'innodb_lock_wait_timeout'， 默认50s

-- 锁住 4
begin;
select * from student where id=1 FOR UPDATE;
commit/rollback;

4.5 间隙锁（Gap Lock）

• 锁住临近记录的区间值，间隙锁只在RR中存在

-- 锁住区间 (4,7)
select * from t1 where id>4 and id<7 for update;
-- 假如一个表的索引记录只到10 锁住 (10,+无穷大)
select * from t1 where id>15 for update;

4.6 临键锁(Next-key Lock)

• 范围查询，包含记录和区间，位于两个区间的，会同时锁住两个区间（左开右闭）

-- 索引记录是 1,4,7,10 会锁住(4,7],(7,10] 那么插入这个范围内的数据是会阻塞 读加锁用这种解决幻读
select * from t1 where id>4 and id<9 for update;

5. 一个事务锁住了什么？

锁的作用：为解决资源竞争而存在

• 不使用索引的情况：表锁
• 有主键索引：行锁
• 有主键和唯一索引
  • 行锁，且两个字段不能分开，因为非主键索引都是二级索引，指向都是主键索引，不管锁住哪个，都等于行锁

6.死锁的发生

• 互斥
• 不可剥夺
• 形成等待环路
  查看死锁日志

//需要先开启 --transaction 里面有记录死锁信息
show engine innodb status;

7.死锁的避免

• 顺序访问
• 数据排序
• 申请足够级别的锁
• 一定要带上条件，否则就是表锁
• 大事务拆分
• 尽量少使用范围查询

以上就是本章的全部内容了。

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