第十节：MySQL锁、事务隔离级别、MVCC机制详解、间隙锁、死锁等
一. 简介
可参考之前的文章：https://www.cnblogs.com/yaopengfei/p/11394728.html （用EFCore演示了事务隔离级别）
1. 锁定义
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。
在数据库中，除了传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外，数据也是一种供需要用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素 。
2. 锁分类
(1). 从性能上：乐观锁和悲观锁。
A. 乐观锁： 通过rowversion比较数据的版本号，如果和最初数据不一致，则返回错误信息给用户，让用户决定下一步怎么办。
B. 悲观锁：修改数据前先加锁 锁定，防止其他人修改。
(2). 从对数据库操作上：读锁和写锁 (都属于悲观锁)。
A. 读锁（共享锁）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响。
B. 写锁（排它锁）：当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁。
(3). 从对数据操作的颗粒上：表锁和行锁。
A. 表锁：每次操作锁住整张表。开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。 （MyISAM存储引擎）
B. 行锁：每次操作锁住一行数据。开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。（InnoDB存储引擎，行锁支持事务）
案例见下面的第二章节。
3. 事务
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,事务具有以下4个属性,通常简称为事务的ACID属性 。
原子性(Atomicity) ：事务是一个原子操作单元,其对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行。
一致性(Consistent) ：在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改,以保持数据的完整性;事务结束时,所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的。
隔离性(Isolation) ：数据库系统提供一定的隔离机制,保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的,反之亦然。
持久性(Durable) ：事务完成之后,它对于数据的修改是永久性的,即使出现系统故障也能够保持。
4. 并发事务带来的问题
(1). 更新丢失（Lost Update）
当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题–最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。
(2). 脏读（Dirty Reads）
一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致的状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此作进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象的叫做“脏读”。
一句话：事务A读取到了事务B已经修改但尚未提交的数据，还在这个数据基础上做了操作。此时，如果B事务回滚，A读取的数据无效，不符合一致性要求。
(3). 不可重复读（Non-Repeatable Reads）
一个事务内，在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
一句话：事务A读取到了事务B已经提交的修改数据，不符合隔离性。
(4). 幻读（Phantom Reads）
一个事务在未结束按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
一句话：事务A读取到了事务B提交的新增数据，不符合隔离性.
总结：
脏读是指一个事务读取到了其他事务没有提交的数据，不可重复读是指一个事务内多次根据同一个查询条件查询出来的“同一行记录的值不一样”，幻读是指一个事务内多次 根据同个条件查出来的记录行数不一样。为了解决事务并发带来的问题，才有了事务规范中的四个事务隔离级别，不同隔离级别对上面问题部分或者全部做了避免。
5. 事务隔离级别
(1).读未提交（READ_UNCOMMITTED）：读未提交，该隔离级别允许脏读取，其隔离级别是最低的。换句话说，如果一个事务正在处理某一数据，并对其进行了更新，但同时尚未完成事务， 因此还没有提交事务；而以此同时，允许另一个事务也能够访问该数据。
【引发的问题：脏读】
(2).读已提交（READ_COMMITTED） ：事务执行的时候只能获取到其它事务已经提交的数据，获取不到未提交的数据。
【解决了“脏读”，但是解决不了“不可重复读”】
(3).可重复读（REPEATABLE_READ）：保证在事务处理过程中，多次读取同一个数据时，该数据的值和事务开始时刻是一致的。
【解决了“脏读”和“不可重复度”，但是解决不了“幻读”】
(4).顺序读(可串行化)（SERIALIZABLE）：最严格的事务隔离级别。它要求所有的事务排队顺序执行，即事务只能一个接一个地处理，不能并发。
【解决上述所有情况】
注：4 种事务隔离级别从上往下，级别越高，并发性越差，安全性就越来越高。一般数据默认级别是读已提交或可重复读。
PS：常见数据库的默认级别：
①：MySQL 数据库的默认隔离级别是 REPEATABLE_READ(可重复读) 级别。所以mysql中不会出现脏读、不可重复读，但是会出现幻读。
②：Oracle数据库中，只支持 SERIALIZABLE 和 READ_COMMITTED级别，默认的是 READ_COMMITTED 级别。
③：SQL Server 数据库中，默认的是 READ_COMMITTED(读已提交) 级别。
PS：MySQL下的指令：
①：查看事务隔离级别
show variables like 'tx_isolation';
②：设置事务隔离级别(仅仅针对当前会话有效)
set tx_isolation='REPEATABLE-READ';
二. 实战
1. 读锁和写锁
表和数据准备（这里使用MyISAM引擎下的表级别锁）
‐‐建表SQL CREATE TABLE `mylock` ( `id` INT (11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, `NAME` VARCHAR (20) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE = MyISAM DEFAULT CHARSET = utf8; ‐‐插入数据 INSERT INTO `mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('1', 'a'); INSERT INTO `mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('2', 'b'); INSERT INTO `mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('3', 'c'); INSERT INTO `mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('4', 'd');
案例1-读锁
(1). 在会话1中给mylock表添加读锁
lock table mylock read;
(2). 分别在会话1和会话2中进行数据查询，均可查询成功。
(3). 分别在会话1和会话2中进行插入或更新操作，会话1报错，会话2等待。
(4). 释放会话1的锁【unlock tables;】，会话2插入成功。
案例2-写锁
添加写锁的指令：
--写锁 lock table mylock write;
重复上述步骤，得出的结论：当前会话对该表的增删改查都没有问题，其他会话对该表的所有操作被阻塞。
总结：
MyISAM在执行查询语句(SELECT)前,会自动给涉及的所有表加读锁,在执行增删改操作前,会自动给涉及的表加写锁。
(1). 对MyISAM表的读操作(加读锁) ,不会阻寒其他进程对同一表的读请求,但会阻塞对同一表的写请求。只有当读锁释放后,才会执行其它进程的写操作。
(2). 对MylSAM表的写操作(加写锁) ,不会祖册当前进程，但会阻塞其他进程对同一表的读和写操作,只有当写锁释放后,才会执行其它进程的读写操作
简而言之，就是读锁会阻塞写，但是不会阻塞读。而写锁则会把读和写都阻塞。
补充查看锁的指令：
--查看锁（In_use为1代表有锁） show open tables;
2. 读未提交
数据准备（后面案例都基于这些数据）
--创建表 CREATE TABLE `account` ( `id` INT (11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, `name` VARCHAR (255) DEFAULT NULL, `balance` int(255) NULL DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE = InnoDB DEFAULT CHARSET = utf8; --清空表数据 truncate table `account`; --插入数据 INSERT INTO `IndexTestDB`.`account`(`name`, `balance`) VALUES ('lilei', 450); INSERT INTO `IndexTestDB`.`account`(`name`, `balance`) VALUES ('hanmei', 16000); INSERT INTO `IndexTestDB`.`account`(`name`, `balance`) VALUES ('lucy', 2400);
(1). 设置会话A的事务隔离级别为【读未提交】
set session transaction isolation level read uncommitted;
开启事务（begin），进行数据查询，如下图：
select * from account;
(2). 打开会话B，保持默认的事务隔离级别即可，开启事务（begin），执行一条更新操作，不提交事务。
update account set balance=balance-50 where id=1;
(3). 回到会话A，再次查询数据，发现读取到了事务B修改后的数据，但是事务B并没有提交，这就是脏读。
剖析：在实际应用程序中，我们会拿着400去做业务处理，即使会话B事务回滚了，应用程序也不知道。
3. 读已提交
(1). 设置会话A的事务隔离级别为【读已提交】 ，开启事务（begin），进行数据查询。
set session transaction isolation level read committed;
(2). 打开会话B，保持默认的事务隔离级别即可，开启事务（begin），执行一条更新操作，不提交事务。
(3). 回到会话A，进行数据查询，发现查询的结果是450，而不是400，说明会话A并没有读取会话B事务没有提交的数据，解决了脏读问题。
(4). 回到会话B，进行事务提交（commit）。
(5). 回到会话A，继续进行数据查询，发现查出来的数据是400，在同一个事务中，事务还没有结束，同样的语句查出来不同的结果值，这就是不可重复读。
4. 可重复读
(1). 设置会话A的事务隔离级别为【读已提交】 ，开启事务，进行数据查询。(或者不做任何设置，mysql的默认事务隔离级别就是读已提交)
set session transaction isolation level repeatable read;
(2). 打开会话B，开启事务，更新数据，并且事务提交。
(3). 回到会话A，进行数据查询，发现查出来的结果是450，两次查询结果一致，解决了不可重复读问题。
(4). 在会话A中执行更新操作，发现结果是350，而不是400，数据的一致性倒是没有被破坏，这就是MVCC机制。
可重复读的隔离级别下使用了MVCC(multi-version concurrency control)机制，select操作不会更新版本号，是快照读（历史版本）；insert、update和delete会更新版本号，是当前读（当前版本）。
下面开始验证幻读：
(5). 重新打开会话B，开启事务，插入一条id=3的数据，提交事务。
(6). 回到会话A，进行数据查询，仍然是两条数据，并没有出现幻读。
(7). 在会话A中执行对 id=3的数据的更新操作。然后进行数据查询，出现了3条数据，即多了一条id=3的数据，这就是幻读。
注：上述6中查不出来数据，7中更新一下查出来数据，结合下面的MVCC详解来理解这个现象。
5. 串行化
(1). 设置会话A的事务隔离级别为【串行化】 ，开启事务，进行数据查询。
set session transaction isolation level serializable;
(2). 打开会话B，设置隔离级别为【串行化】，开启事务，进行数据插入操作，发现并不能插入，一直在等待，从而解决了幻读问题。（这种级别非常少用）
6. 行锁
会话A开启事务更新id=1的数据，不提交；会话B开启事务，更新id=1的数据会被阻塞，更新其他数据没问题。
PS：以前理解的脏读是不准确的，那只是并发导致的一个bug，可以认为他是更新丢失。
三. MVCC机制
1. 业务准备
开启3个事务操作accout表，然后开启两个事务进行select查询操作，如下图：
2. MVCC底层剖析
(1). 底部版本链记录 和 原理分析
(2). 分析查询事务Select1
A. 步骤(5)，未提交的事务id为100和200，已经提交的事务id为300，所以生成的readview为 [100,200],300，从上往下分析版本链，
① 步骤(3) trx_id=300，300属于右上图橙色范畴，且不在trx_id 的数组中，所以表示该行记录是已经提交的的事务生成的，数据是可见的，所以name=ypf300.
B. 步骤(8),同一个事务中readview是不变的，所以 readview为 [100,200],300，从上往下分析版本链：
① 步骤(7), trx_id=100,100在readview的数组中，表示该行记录是由还没有提交的事务生成的，所以不可见。
② 步骤(6), 同步骤(7), 数据不可见
③ 步骤(3), 上面的A中已经分析过，数据可见，所以name=ypf300
C. 步骤(12), 同一个事务中readview是不变的，所以 readview为 [100,200],300，从上往下分析版本链：
① 步骤(11), trx_id=200,200在readview的数组中，表示该行记录是由还没有提交的事务生成的，所以不可见。
② 步骤(10), 同步骤(11), 数据不可见
① 步骤(7), trx_id=100,100在readview的数组中，表示该行记录是由还没有提交的事务生成的，所以不可见。
② 步骤(6), 同步骤(7), 数据不可见
③ 步骤(3), 上面的A中已经分析过，数据可见，所以name=ypf300
(3). 分析查询事务Select12
步骤(13)，未提交的事务id为200，已经提交的事务id为300，所以生成的readview为 [200],300，从上往下分析版本链，
① 步骤(11), trx_id=200, 200在readview的数组中，表示该行记录是由还没有提交的事务生成的，所以不可见。
② 步骤(10), 同步骤(11), 数据不可见
① 步骤(7), trx_id=100,100<200，属于右上图绿色范畴，表示该行记录是由已经提交的事务生成的，是可见的，所有name=ypf2。
四. 其它补充
1. 间隙锁
间隙锁在某些情况下可以解决幻读问题。
要避免幻读可以用间隙锁在会话A下面执行，则其他会话没法在这个范围所包含的间隙里插入或修改任何数据。
update account set name ='zhuge' where id > 10 and id <=20;，
2. 行锁升级表锁
(1). 锁主要是加在索引上，如果对非索引字段更新, 行锁可能会变表锁
会话A执行：
update account set balance = 800 where name = 'lilei';
(2). 会话B对该表任一行操作都会阻塞住
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。
锁定某一行还可以用lock in share mode(共享锁) 和for update(排它锁)，例如：select * from test_innodb_lock where a = 2 for update; 这样其他session只能读这行数据，修改则会被阻塞，直到锁定行的session提交。
补充：行锁分析
show status like'innodb_row_lock%';
对各个状态量的说明如下：
Innodb_row_lock_current_waits: 当前正在等待锁定的数量
Innodb_row_lock_time: 从系统启动到现在锁定总时间长度
Innodb_row_lock_time_avg: 每次等待所花平均时间
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最长的一次所花时间
Innodb_row_lock_waits:系统启动后到现在总共等待的次数
对于这5个状态变量，比较重要的主要是：
Innodb_row_lock_time_avg （等待平均时长）
Innodb_row_lock_waits （等待总次数）
Innodb_row_lock_time（等待总时长）
尤其是当等待次数很高，而且每次等待时长也不小的时候，我们就需要分析系统中为什么会有如此多的等待，然后根据分析结果着手制定优化计划。
3. 死锁
会话A执行： select * from account where id=1 for update; 会话B执行： select * from account where id=2 for update; 会话A执行： select * from account where id=2 for update; 会话B执行： select * from account where id=1 for update;
PS:大多数情况mysql可以自动检测死锁并回滚产生死锁的那个事务，但是有些情况mysql没法自动检测死锁
4. 优化建议
(1). 尽可能让所有数据检索都通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁
(2). 合理设计索引，尽量缩小锁的范围
(3). 尽可能减少检索条件范围，避免间隙锁
(4). 尽量控制事务大小，减少锁定资源量和时间长度，涉及事务加锁的sql
(5). 尽量放在事务最后执行
(6). 尽可能低级别事务隔离
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- 作 者 : Yaopengfei(姚鹏飞)
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