mysql中的锁
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MySQL 的并发控制是在数据安全性和并发处理能力之间的权衡，通过不同的锁策略来决定对系统开销和性能的影响。
只要存在多个客户端同时修改更新数据，就会存在并发问题，MySQL 通过 MVCC 和锁来处理这一问题。
Mysql中的行锁和表锁
锁的粒度
MySQL 源码中定义了两种锁的粒度，分别是表锁和行锁。
表锁是指对一整张表加锁，一般是 DDL 处理时使用；而行锁则是锁定某一行或者某几行，或者行与行之间的间隙。
表锁由 MySQL Server 实现，行锁则是存储引擎实现，不同的引擎实现的不同。在 MySQL 的常用引擎中 InnoDB 支持行锁，而 MyISAM 则只能使用 MySQL Server 提供的表锁。
表锁
表锁由 MySQL Server 控制，优点是开销小、加锁快，不会产生死锁，缺点是加锁粒度大，发生锁冲突的概率大，并发度比较低。
一般 DDL （Data Define Languge，如create、drop、alter）语句会自动加表锁，也可以手动指定。表锁分为读锁和写锁。
//加读锁 lock table products read; //加写锁 lock table products write;
当对表加了读锁，则会话只能读取当前被加锁的表，其它会话仍然可以对表进行读取但不能写入。
当对表加了写锁，则会话可以读取或写入被加锁的表，其它会话不能对加锁的表进行读取或写入。
行锁
行锁由存储引擎实现，InnoDB 支持，而 MyISAM 不支持。行锁的优点是锁粒度小，发生锁冲突概率小，并发度高，缺点是开销大、加锁慢，并且可能产生死锁。
InnoDB 行锁是通过索引项加锁来实现的，只有通过索引条件检索数据，才能锁住指定的索引记录，否则将使用行锁锁住全部数据（有文章称会退化为表锁，是错误的理解）。
表级锁适合查询多、更新少的场景，行级锁适合按索引更新频率高的场景。InnoDB 默认使用行级锁。
锁的模式 Lock Mode
MySQL 源码中定义了多种锁的模式，如下：
共享锁和排它锁
共享锁和排它锁都是行级锁。
Shared Lock (S 锁)，共享锁，也称为读锁。当事务对行加共享锁后，允许其它事务对相同行加共享锁，但不允许加排它锁。
Exclusive Lock (X 锁)，排它锁，也称为写锁。当事务对行加排它锁后，不允许其它事务对相同行加共享锁或排它锁。
意向锁
意向锁分为意向共享锁和意向排它锁，意向锁是表锁。
Intention Shared Lock (IS)，意向共享锁，也称为意向读锁。意向共享锁表示有事务打算在行记录上加共享锁，在事务获取行 S 锁前，必须先获得 IS 锁或更高级别的锁。
Intention Exclusive Lock (IX)，意向排它锁，也称为意向写锁。意向排它锁表示有事务打算在行记录上加排它锁，在事务获取行 X 锁前，必须先获 IX 锁。
意向锁之间不会发生冲突，但共享锁、排它锁、意向锁之间会发生冲突。
自增锁
AUTO-INC Locks，自增锁，它是一种特殊的表锁。当表有设置自增 auto_increment 列，在插入数据时会先获取自增锁，其它事务将会被阻塞插入操作，自增列 +1 后释放锁，如果事务回滚，自增值也不会回退，所以自增列并不一定是连续自增的。
行锁的分类
MySQL 中定义了四种行锁的分类：
记录锁
Record Locks，记录锁是索引记录的锁定。例如 SELECT a FROM t WHERE a = 15 FOR UPDATE，对索引记录 15 进行锁定，防止其它事务插入、删除、更新值为 15 的记录行。
记录锁是通过索引加锁，如果列没有设置索引，则将使用聚簇索引，如果没有人为指定聚簇索引，MySQL 会自动建立一个聚簇索引。
间隙锁
Gap Locks，间隙锁是对索引记录之间的间隙的锁定。对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做间隙（gap）。例如 SELECT a FROM t WHERE a > 15 and a < 20 FOR UPDATE，且 a 存在的值为 1、2、5、10、15、20，则将 15,20 中的间隙锁住。
间隙锁和间隙锁之间是互不冲突的，间隙锁唯一的作用就是为了防止其他事务的插入，在 RR（可重复读）级别下解决了幻读的问题。
临键锁
Next-Key Lock，临键锁，是记录锁和间隙锁的合集。例如 SELECT a FROM t WHERE a > 15 FOR UPDATE，且 a 存在的值为 1、2、5、10、15、20，则将 (15,20]、(20, +∞] 的中 15、20 及其间隙锁住。
插入意向锁
Insert Intention Locks，插入意向锁，是一种特殊的间隙锁，只有在执行 INSERT操作时才会加锁，插入意向锁之间不冲突，可以向一个间隙中同时插入多行数据，但插入意向锁与间隙锁是冲突的，当有间隙锁存在时，插入语句将被阻塞，正是这个特性解决了幻读的问题。
何时加锁
- SELECT xxx 查询语句正常情况下为快照读，不加锁；
- SELECT xxx LOCK IN SHARE MODE 语句为当前读，加 S 锁；
- SELECT xxx FOR UPDATE 语句为当前读，加 X 锁；
- DML 语句（INSERT、DELETE、UPDATE）为当前读，加 X 锁；
- DDL 语句（ALTER、CREATE 等）加表级锁，且是隐式提交不能回滚；
在不同的事务隔离级别下，会有不同的锁机制，也可以说是通过不同的锁机制实现了不同的事务隔离级别。在 RC（读已提交）级别下，只会有记录锁，不存在间隙锁和 Next-Key 锁，RR（可重复读）级别下才会有间隙锁及 Next-Key 锁。
仅通过锁来控制实现事务隔离级别会存在一些问题，比如要实现 RC（读已提交）级别，事务 a 更新一行数据，需要对行（实际是索引记录）加 X 锁，阻塞其它事务对该行的读写，事务 b 想要读取该行必须等到 a 提交或回滚释放锁，这样的话就会很大程度上限制读写的并发能力。
MVCC 的原理是通过在每行记录上加了隐藏的三列（隐式的 ID 字段、事务 ID、回滚指针），事务在写一条记录时会将其拷贝一份生成这条记录的一个原始拷贝，写操作是会对原记录加锁，但是读操作会读取未加锁的拷贝快照记录，这就保证了读写并行。
在 RC 和 RR 级别下，才会使用 MVCC 机制，RC 级别下事务总是读取最新的快照版本，RR 级别下事务总是读取事务开启时的快照版本，这称为快照读。当前读是指读取数据的最新版本，而非快照，也称为加锁读。
悲观锁和乐观锁
乐观锁
乐观锁不是数据库自带的，需要我们自己去实现。乐观锁是指操作数据库时(更新操作)，想法很乐观，认为这次的操作不会导致冲突，在操作数据时，并不进行任何其他的特殊处理（也就是不加锁），而在进行更新后提交事务时，再去判断是否有冲突了，如果有则进行回滚，如果没有则执行提交操作。
通常实现是这样的：在表中的数据进行操作时(更新)，先给数据表加一个版本(version)字段，每操作一次，将那条记录的版本号加1。如果要对那条记录进行操作(更新)，先查询出那条记录，获取出version字段 ,判断此刻version的值是否与刚刚查询出来时的version的值相等，如果相等，则说明这段期间，没有其他事务对其进行操作，则可以执行更新，将version字段的值加1；如果更新时发现此刻的version值与刚刚获取出来的version的值不相等，则说明这段期间已经有其他事务对其进行操作了，则不进行更新操作。
悲观锁
在执行操作时，假定会发生并发冲突，在进行每次操作时都要通过获取锁才能进行对数据的进行操作。
共享锁和排它锁是悲观锁的不同的实现，它们都需要先获取锁才能进行操作。
活锁和死锁
活锁
如果事务T1封锁了数据R，事务T2又请求封锁R，于是T2等待；T3也请求封锁R，当T1释放了R上的封锁之后系统首先批准了T3的请求，T2仍然等待；然后T4又请求封锁R，当T3释放了 R上的封锁之后系统又批准了T4的请求· · · · · · T2有可能永远等待，这就活锁的情况。
避免活锁的简单方法是采用先来先服务策略。
死锁
如果事务T1封锁了数据R1，T2封锁了数据R2，然后T1又请求封锁R2，因T2已封锁了R2，于是T1等待T2释放R2上的锁；接着T2又申请封锁R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁。这样就出现了 T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁。
目前在数据库中解决死锁问题主要有两类方法，一类方法是采取一定措施来预防死锁的发生，另一类方法是允许发生死锁，采用一定手段定期诊断系统中有无死锁，若有则解除之。
三级封锁协议
并发执行的事务会带来一些问题，比如脏读、不可重复读、幻读还有第一类更新丢失（指A事务回滚时覆盖了B事务已经提交的数据）和第二类更新丢失等（指A事务提交时覆盖了B事务已经提交的数据）。为了解决这些问题，MySQL事务提出了4个不同的隔离级别，而这些隔离级别的实现本质上就是通过加锁、解锁来实现的。
一级封锁协议是指，事务T在修改数据R之前必须先对其加排他锁（X锁），直到事务结束才释放。
二级封锁协议是指，在一级封锁协议基础上增加事务T在读取数据R之前必须先对其加共享锁（S锁），读完后即可释放共享锁（S锁）。
三级封锁协议是指，在一级封锁协议的基础上增加事务T在读取数据R之前必须先对其加共享锁（S锁），直到事务结束才释放。
