眾所周知，事務(wù)和鎖是mysql中非常重要功能，同時也是面試的重點和難點。本文會詳細介紹事務(wù)和鎖的相關(guān)概念及其實現(xiàn)原理，相信大家看完之后，一定會對事務(wù)和鎖有更加深入的理解。

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本文主要內(nèi)容是根據(jù)掘金小冊《從根兒上理解 MySQL》整理而來。如想詳細了解，建議購買掘金小冊閱讀。

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什么是事務(wù)

在維基百科中，對事務(wù)的定義是：事務(wù)是數(shù)據(jù)庫管理系統(tǒng)(DbMS)執(zhí)行過程中的一個邏輯單位，由一個有限的數(shù)據(jù)庫操作序列構(gòu)成。

事務(wù)的四大特性

事務(wù)包含四大特性，即原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔離性（Isolation）和持久性（Durability）(ACID)。

1. 原子性（Atomicity） 原子性是指對數(shù)據(jù)庫的一系列操作，要么全部成功，要么全部失敗，不可能出現(xiàn)部分成功的情況。以轉(zhuǎn)賬場景為例，一個賬戶的余額減少，另一個賬戶的余額增加，這兩個操作一定是同時成功或者同時失敗的。
2. 一致性（Consistency） 一致性是指數(shù)據(jù)庫的完整性約束沒有被破壞，在事務(wù)執(zhí)行前后都是合法的數(shù)據(jù)狀態(tài)。這里的一致可以表示數(shù)據(jù)庫自身的約束沒有被破壞，比如某些字段的唯一性約束、字段長度約束等等；還可以表示各種實際場景下的業(yè)務(wù)約束，比如上面轉(zhuǎn)賬操作，一個賬戶減少的金額和另一個賬戶增加的金額一定是一樣的。
3. 隔離性（Isolation） 隔離性指的是多個事務(wù)彼此之間是完全隔離、互不干擾的。隔離性的最終目的也是為了保證一致性。
4. 持久性（Durability） 持久性是指只要事務(wù)提交成功，那么對數(shù)據(jù)庫做的修改就被永久保存下來了，不可能因為任何原因再回到原來的狀態(tài)。

事務(wù)的狀態(tài)

根據(jù)事務(wù)所處的不同階段，事務(wù)大致可以分為以下5個狀態(tài)：

1. 活動的（active） 當事務(wù)對應(yīng)的數(shù)據(jù)庫操作正在執(zhí)行過程中，則該事務(wù)處于活動狀態(tài)。
2. 部分提交的（partially committed） 當事務(wù)中的最后一個操作執(zhí)行完成，但還未將變更刷新到磁盤時，則該事務(wù)處于部分提交狀態(tài)。
3. 失敗的（failed） 當事務(wù)處于活動或者部分提交狀態(tài)時，由于某些錯誤導致事務(wù)無法繼續(xù)執(zhí)行，則事務(wù)處于失敗狀態(tài)。
4. 中止的（aborted） 當事務(wù)處于失敗狀態(tài)，且回滾操作執(zhí)行完畢，數(shù)據(jù)恢復到事務(wù)執(zhí)行之前的狀態(tài)時，則該事務(wù)處于中止狀態(tài)。
5. 提交的（committed） 當事務(wù)處于部分提交狀態(tài)，并且將修改過的數(shù)據(jù)都同步到磁盤之后，此時該事務(wù)處于提交狀態(tài)。

事務(wù)隔離級別

前面提到過，事務(wù)必須具有隔離性。實現(xiàn)隔離性最簡單的方式就是不允許事務(wù)并發(fā)，每個事務(wù)都排隊執(zhí)行，但是這種方式性能實在太差了。為了兼顧事務(wù)的隔離性和性能，事務(wù)支持不同的隔離級別。

為了方便表述后續(xù)的內(nèi)容，我們先建一張示例表hero。

CREATE table hero (    number INT,    name VARCHAR(100),    country varchar(100),    pRIMARY KEY (number)) Engine=InnoDb CHARSET=utf8;

事務(wù)并發(fā)執(zhí)行遇到的問題

在事務(wù)并發(fā)執(zhí)行時，如果不進行任何控制，可能會出現(xiàn)以下4類問題：

• 臟寫（Dirty Write） 臟寫是指一個事務(wù)修改了其它事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)。
  如上圖，Session A和Session b各開啟了一個事務(wù)，Session b中的事務(wù)先將number列為1的記錄的name列更新為'關(guān)羽'，然后Session A中的事務(wù)接著又把這條number列為1的記錄的name列更新為張飛。如果之后Session b中的事務(wù)進行了回滾，那么Session A中的更新也將不復存在，這種現(xiàn)象就稱之為臟寫。
• 臟讀（Dirty Read） 臟讀是指一個事務(wù)讀到了其它事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)。
  如上圖，Session A和Session b各開啟了一個事務(wù)，Session b中的事務(wù)先將number列為1的記錄的name列更新為'關(guān)羽'，然后Session A中的事務(wù)再去查詢這條number為1的記錄，如果讀到列name的值為'關(guān)羽'，而Session b中的事務(wù)稍后進行了回滾，那么Session A中的事務(wù)相當于讀到了一個不存在的數(shù)據(jù)，這種現(xiàn)象就稱之為臟讀。
• 不可重復讀（Non-Repeatable Read） 不可重復讀指的是在一個事務(wù)執(zhí)行過程中，讀取到其它事務(wù)已提交的數(shù)據(jù)，導致兩次讀取的結(jié)果不一致。
  如上圖，我們在Session b中提交了幾個隱式事務(wù)(mysql會自動為增刪改語句加事務(wù))，這些事務(wù)都修改了number列為1的記錄的列name的值，每次事務(wù)提交之后，如果Session A中的事務(wù)都可以查看到最新的值，這種現(xiàn)象也被稱之為不可重復讀。
• 幻讀（phantom） 幻讀是指的是在一個事務(wù)執(zhí)行過程中，讀取到了其他事務(wù)新插入數(shù)據(jù)，導致兩次讀取的結(jié)果不一致。
  如上圖，Session A中的事務(wù)先根據(jù)條件number > 0這個條件查詢表hero，得到了name列值為'劉備'的記錄；之后Session b中提交了一個隱式事務(wù)，該事務(wù)向表hero中插入了一條新記錄；之后Session A中的事務(wù)再根據(jù)相同的條件number > 0查詢表hero，得到的結(jié)果集中包含Session b中的事務(wù)新插入的那條記錄，這種現(xiàn)象也被稱之為幻讀。

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不可重復讀和幻讀的區(qū)別在于不可重復讀是讀到的是其他事務(wù)修改或者刪除的數(shù)據(jù)，而幻讀讀到的是其它事務(wù)新插入的數(shù)據(jù)。

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臟寫的問題太嚴重了，任何隔離級別都必須避免。其它無論是臟讀，不可重復讀，還是幻讀，它們都屬于數(shù)據(jù)庫的讀一致性的問題，都是在一個事務(wù)里面前后兩次讀取出現(xiàn)了不一致的情況。

四種隔離級別

在SQL標準中設(shè)立了4種隔離級別，用來解決上面的讀一致性問題。不同的隔離級別可以解決不同的讀一致性問題。

• READ UNCOMMITTED：未提交讀。
• READ COMMITTED：已提交讀。
• REpEAtable READ：可重復讀。
• SERIALIZAbLE：串行化。

各個隔離級別下可能出現(xiàn)的讀一致性問題如下：

隔離級別	臟讀	不可重復讀	幻讀
未提交讀（READ UNCOMMITTED）	可能	可能	可能
已提交讀（READ COMMITTED）	不可能	可能	可能
可重復讀（REpEAtable READ）	不可能	不可能	可能（對InnoDb不可能）
串行化（SERIALIZAbLE）	不可能	不可能	不可能

InnoDb支持四個隔離級別（和SQL標準定義的基本一致）。隔離級別越高，事務(wù)的并發(fā)度就越低。唯一的區(qū)別就在于，InnoDb 在可重復讀（REpEAtable READ）的級別就解決了幻讀的問題。這也是InnoDb使用可重復讀 作為事務(wù)默認隔離級別的原因。

MVCC

MVCC(Multi Version Concurrency Control)，中文名是多版本并發(fā)控制，簡單來說就是通過維護數(shù)據(jù)歷史版本，從而解決并發(fā)訪問情況下的讀一致性問題。

版本鏈

在InnoDb中，每行記錄實際上都包含了兩個隱藏字段：事務(wù)id(trx_id)和回滾指針(roll_pointer)。

1. trx_id：事務(wù)id。每次修改某行記錄時，都會把該事務(wù)的事務(wù)id賦值給trx_id隱藏列。
2. roll_pointer：回滾指針。每次修改某行記錄時，都會把undo日志地址賦值給roll_pointer隱藏列。

假設(shè)hero表中只有一行記錄，當時插入的事務(wù)id為80。此時，該條記錄的示例圖如下：

假設(shè)之后兩個事務(wù)id分別為100、200的事務(wù)對這條記錄進行UpDATE操作，操作流程如下：

由于每次變動都會先把undo日志記錄下來，并用roll_pointer指向undo日志地址。因此可以認為，對該條記錄的修改日志串聯(lián)起來就形成了一個版本鏈，版本鏈的頭節(jié)點就是當前記錄最新的值。如下：

ReadView

如果數(shù)據(jù)庫隔離級別是未提交讀（READ UNCOMMITTED），那么讀取版本鏈中最新版本的記錄即可。如果是是串行化（SERIALIZAbLE），事務(wù)之間是加鎖執(zhí)行的，不存在讀不一致的問題。但是如果是已提交讀（READ COMMITTED）或者可重復讀（REpEAtable READ），就需要遍歷版本鏈中的每一條記錄，判斷該條記錄是否對當前事務(wù)可見，直到找到為止(遍歷完還沒找到就說明記錄不存在)。InnoDb通過ReadView實現(xiàn)了這個功能。ReadView中主要包含以下4個內(nèi)容：

• m_ids：表示在生成ReadView時當前系統(tǒng)中活躍的讀寫事務(wù)的事務(wù)id列表。
• min_trx_id：表示在生成ReadView時當前系統(tǒng)中活躍的讀寫事務(wù)中最小的事務(wù)id，也就是m_ids中的最小值。
• max_trx_id：表示生成ReadView時系統(tǒng)中應(yīng)該分配給下一個事務(wù)的id值。
• creator_trx_id：表示生成該ReadView事務(wù)的事務(wù)id。

有了ReadView之后，我們可以基于以下步驟判斷某個版本的記錄是否對當前事務(wù)可見。

1. 如果被訪問版本的trx_id屬性值與ReadView中的creator_trx_id值相同，意味著當前事務(wù)在訪問它自己修改過的記錄，所以該版本可以被當前事務(wù)訪問。
2. 如果被訪問版本的trx_id屬性值小于ReadView中的min_trx_id值，表明生成該版本的事務(wù)在當前事務(wù)生成ReadView前已經(jīng)提交，所以該版本可以被當前事務(wù)訪問。
3. 如果被訪問版本的trx_id屬性值大于或等于ReadView中的max_trx_id值，表明生成該版本的事務(wù)在當前事務(wù)生成ReadView后才開啟，所以該版本不可以被當前事務(wù)訪問。
4. 如果被訪問版本的trx_id屬性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之間，那就需要判斷一下trx_id屬性值是不是在m_ids列表中，如果在，說明創(chuàng)建ReadView時生成該版本的事務(wù)還是活躍的，該版本不可以被訪問；如果不在，說明創(chuàng)建ReadView時生成該版本的事務(wù)已經(jīng)被提交，該版本可以被訪問。

在MySQL中，READ COMMITTED和REpEAtable READ隔離級別的的一個非常大的區(qū)別就是它們生成ReadView的時機不同。READ COMMITTED在每次讀取數(shù)據(jù)前都會生成一個ReadView，這樣就能保證每次都能讀到其它事務(wù)已提交的數(shù)據(jù)。REpEAtable READ 只在第一次讀取數(shù)據(jù)時生成一個ReadView，這樣就能保證后續(xù)讀取的結(jié)果完全一致。

鎖

事務(wù)并發(fā)訪問同一數(shù)據(jù)資源的情況主要就分為讀-讀、寫-寫和讀-寫三種。

1. 讀-讀 即并發(fā)事務(wù)同時訪問同一行數(shù)據(jù)記錄。由于兩個事務(wù)都進行只讀操作，不會對記錄造成任何影響，因此并發(fā)讀完全允許。
2. 寫-寫 即并發(fā)事務(wù)同時修改同一行數(shù)據(jù)記錄。這種情況下可能導致臟寫問題，這是任何情況下都不允許發(fā)生的，因此只能通過加鎖實現(xiàn)，也就是當一個事務(wù)需要對某行記錄進行修改時，首先會先給這條記錄加鎖，如果加鎖成功則繼續(xù)執(zhí)行，否則就排隊等待，事務(wù)執(zhí)行完成或回滾會自動釋放鎖。
3. 讀-寫 即一個事務(wù)進行讀取操作，另一個進行寫入操作。這種情況下可能會產(chǎn)生臟讀、不可重復讀、幻讀。最好的方案是讀操作利用多版本并發(fā)控制（MVCC），寫操作進行加鎖。

鎖的粒度

按鎖作用的數(shù)據(jù)范圍進行分類的話，鎖可以分為行級鎖和表級鎖。

1. 行級鎖：作用在數(shù)據(jù)行上，鎖的粒度比較小。
2. 表級鎖：作用在整張數(shù)據(jù)表上，鎖的粒度比較大。

鎖的分類

為了實現(xiàn)讀-讀之間不受影響，并且寫-寫、讀-寫之間能夠相互阻塞，Mysql使用了讀寫鎖的思路進行實現(xiàn)，具體來說就是分為了共享鎖和排它鎖：

1. 共享鎖(Shared Locks)：簡稱S鎖，在事務(wù)要讀取一條記錄時，需要先獲取該記錄的S鎖。S鎖可以在同一時刻被多個事務(wù)同時持有。我們可以用select ...... lock in share mode;的方式手工加上一把S鎖。
2. 排他鎖(Exclusive Locks)：簡稱X鎖，在事務(wù)要改動一條記錄時，需要先獲取該記錄的X鎖。X鎖在同一時刻最多只能被一個事務(wù)持有。X鎖的加鎖方式有兩種，第一種是自動加鎖，在對數(shù)據(jù)進行增刪改的時候，都會默認加上一個X鎖。還有一種是手工加鎖，我們用一個FOR UpDATE給一行數(shù)據(jù)加上一個X鎖。

還需要注意的一點是，如果一個事務(wù)已經(jīng)持有了某行記錄的S鎖，另一個事務(wù)是無法為這行記錄加上X鎖的，反之亦然。

除了共享鎖(Shared Locks)和排他鎖(Exclusive Locks)，Mysql還有意向鎖(Intention Locks)。意向鎖是由數(shù)據(jù)庫自己維護的，一般來說，當我們給一行數(shù)據(jù)加上共享鎖之前，數(shù)據(jù)庫會自動在這張表上面加一個意向共享鎖(IS鎖)；當我們給一行數(shù)據(jù)加上排他鎖之前，數(shù)據(jù)庫會自動在這張表上面加一個意向排他鎖(IX鎖)。意向鎖可以認為是S鎖和X鎖在數(shù)據(jù)表上的標識，通過意向鎖可以快速判斷表中是否有記錄被上鎖，從而避免通過遍歷的方式來查看表中有沒有記錄被上鎖，提升加鎖效率。例如，我們要加表級別的X鎖，這時候數(shù)據(jù)表里面如果存在行級別的X鎖或者S鎖的，加鎖就會失敗，此時直接根據(jù)意向鎖就能知道這張表是否有行級別的X鎖或者S鎖。

InnoDb中的表級鎖

InnoDb中的表級鎖主要包括表級別的意向共享鎖(IS鎖)和意向排他鎖(IX鎖)以及自增鎖(AUTO-INC鎖)。其中IS鎖和IX鎖在前面已經(jīng)介紹過了，這里不再贅述，我們接下來重點了解一下AUTO-INC鎖。

大家都知道，如果我們給某列字段加了AUTO_INCREMENT自增屬性，插入的時候不需要為該字段指定值，系統(tǒng)會自動保證遞增。系統(tǒng)實現(xiàn)這種自動給AUTO_INCREMENT修飾的列遞增賦值的原理主要是兩個：

1. AUTO-INC鎖：在執(zhí)行插入語句的時先加上表級別的AUTO-INC鎖，插入執(zhí)行完成后立即釋放鎖。如果我們的插入語句在執(zhí)行前無法確定具體要插入多少條記錄，比如INSERT ... SELECT這種插入語句，一般采用AUTO-INC鎖的方式。
2. 輕量級鎖：在插入語句生成AUTO_INCREMENT值時先才獲取這個輕量級鎖，然后在AUTO_INCREMENT值生成之后就釋放輕量級鎖。如果我們的插入語句在執(zhí)行前就可以確定具體要插入多少條記錄，那么一般采用輕量級鎖的方式對AUTO_INCREMENT修飾的列進行賦值。這種方式可以避免鎖定表，可以提升插入性能。

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mysql默認根據(jù)實際場景自動選擇加鎖方式，當然也可以通過innodb_autoinc_lock_mode強制指定只使用其中一種。

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InnoDb中的行級鎖

前面說過，通過MVCC可以解決臟讀、不可重復讀、幻讀這些讀一致性問題，但實際上這只是解決了普通select語句的數(shù)據(jù)讀取問題。事務(wù)利用MVCC進行的讀取操作稱之為快照讀，所有普通的SELECT語句在READ COMMITTED、REpEAtable READ隔離級別下都算是快照讀。除了快照讀之外，還有一種是鎖定讀，即在讀取的時候給記錄加鎖，在鎖定讀的情況下依然要解決臟讀、不可重復讀、幻讀的問題。由于都是在記錄上加鎖，這些鎖都屬于行級鎖。

InnoDb的行鎖，是通過鎖住索引來實現(xiàn)的，如果加鎖查詢的時候沒有使用過索引，會將整個聚簇索引都鎖住，相當于鎖表了。根據(jù)鎖定范圍的不同，行鎖可以使用記錄鎖(Record Locks)、間隙鎖(Gap Locks)和臨鍵鎖(Next-Key Locks)的方式實現(xiàn)。假設(shè)現(xiàn)在有一張表t，主鍵是id。我們插入了4行數(shù)據(jù)，主鍵值分別是 1、4、7、10。接下來我們就以聚簇索引為例，具體介紹三種形式的行鎖。

• 記錄鎖(Record Locks) 所謂記錄，就是指聚簇索引中真實存放的數(shù)據(jù)，比如上面的1、4、7、10都是記錄。
  顯然，記錄鎖就是直接鎖定某行記錄。當我們使用唯一性的索引(包括唯一索引和聚簇索引)進行等值查詢且精準匹配到一條記錄時，此時就會直接將這條記錄鎖定。例如select * from t where id =4 for update;就會將0.17391304347826086" data-type="jpeg" data-w="713" src="/uploads/ueditor/20210420/1-210420155R2422.jpg?"  data-backw="552" data-backh="96"  />

  同理，間隙鎖就是鎖定某些間隙區(qū)間的。當我們使用用等值查詢或者范圍查詢，并且沒有命中任何一個record，此時就會將對應(yīng)的間隙區(qū)間鎖定。例如select * from t where id =3 for update;或者select * from t where id > 1 and id < 4 for update;就會將(1,4)區(qū)間鎖定。
• 臨鍵鎖(Next-Key Locks) 臨鍵指的是間隙加上它右邊的記錄組成的左開右閉區(qū)間。比如上述的(1,4]、(4,7]等。
  臨鍵鎖就是記錄鎖(Record Locks)和間隙鎖(Gap Locks)的結(jié)合，即除了鎖住記錄本身，還要再鎖住索引之間的間隙。當我們使用范圍查詢，并且命中了部分record記錄，此時鎖住的就是臨鍵區(qū)間。注意，臨鍵鎖鎖住的區(qū)間會包含最后一個record的右邊的臨鍵區(qū)間。例如select * from t where id > 5 and id <= 7 for update;會鎖住(4,7]、(7,+∞)。mysql默認行鎖類型就是臨鍵鎖(Next-Key Locks)。當使用唯一性索引，等值查詢匹配到一條記錄的時候，臨鍵鎖(Next-Key Locks)會退化成記錄鎖；沒有匹配到任何記錄的時候，退化成間隙鎖。

間隙鎖(Gap Locks)和臨鍵鎖(Next-Key Locks)都是用來解決幻讀問題的，在已提交讀（READ COMMITTED）隔離級別下，間隙鎖(Gap Locks)和臨鍵鎖(Next-Key Locks)都會失效！

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