07 | MySQL 事务隔离机制

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。

锁分类

• 从性能上分为乐观锁（用版本对比来实现）和悲观锁
• 从对数据库操作的类型分，分为读锁和写锁（都属于悲观锁）
  • 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
  • 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
• 从对数据操作的粒度分，分为表锁和行锁

  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； ``sql CREATE TABLEmylock(idINT (11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,NAMEVARCHAR (20) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (id`) ) ENGINE = MyISAM DEFAULT CHARSET = utf8;

INSERT INTO test.mylock (id, NAME) VALUES (‘1’, ‘a’); INSERT INTO test.mylock (id, NAME) VALUES (‘2’, ‘b’); INSERT INTO test.mylock (id, NAME) VALUES (‘3’, ‘c’); INSERT INTO test.mylock (id, NAME) VALUES (‘4’, ‘d’);

- **手动增加表锁**：`lock table 表名称1 read/write, 表名称2 read/write;`
- **查看表上加过的锁**：`show open tables where In_use = 1;`
- **删除表锁**：`unlock tables;`
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#### 加读（read）锁
```sql
lock table mylock read;
show open tables where In_use = 1;

当前 session 和其他 session 都可以读该表
当前 session 中插入或者更新锁定的表都会报错，其他 session 插入或更新则会等待

加写（write）锁

lock table mylock write;
show open tables where In_use = 1;

当前 session 对该表的增删改查都没有问题，其他 session 对该表的所有操作被阻塞

案例结论

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,但会阻赛对同一表的写请求。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) ,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。

行锁（InnoDB独有）

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 与 MyISAM 的最大不同有两点：支持事务（TRANSACTION） 、支持行级锁

行锁支持事务

事务（Transaction）及其 ACID 属性

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）：强调过程，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）：强调结果，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

  并发事务处理带来的问题

  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。

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。

不可重读（Non-Repeatable Reads）
一个事务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，关注 update 和 delete 操作

幻读（Phantom Reads）
一个事务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，关注 insert 操作

事务隔离级别

数据库的事务隔离越严格,并发副作用越小，但付出的代价也就越大,因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行,这显然与“并发”是矛盾的。 同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。

查看当前数据库的事务隔离级别：show variables like 'tx_isolation';
设置事务隔离级别：set tx_isolation = 'REPEATABLE-READ';

行锁与隔离级别的案例分析

CREATE TABLE `account` ( 
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, 
`name` varchar(255) DEFAULT NULL, 
`balance` int(11) DEFAULT NULL, 
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8; 
INSERT INTO `test`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('lilei', '450'); 
INSERT INTO `test`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('hanmei', '16000');
INSERT INTO `test`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('lucy', '2400');

1、行锁演示

一个 session 开启事务更新不提交，另一个 session 更新同一条记录会阻塞，更新不同记录不会阻塞

2、读未提交

**set tx_isolation = 'read-uncommitted';**

（1）打开一个客户端 A，并设置当前事务模式为 read uncommitted（未提交读），查询表 account 的初始值：

-- 客户端 A
set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
start transaction;
select * from account; -- 450

（2）在客户端 A 的事务提交之前，打开另一个客户端 B，更新表 account：

-- 客户端 B
set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
start transaction;
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 400

（3）这时，虽然客户端 B 的事务还没提交，但是客户端 A 就可以查询到B已经更新的数据

-- 客户端 A
set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
start transaction;
select * from account; -- 450
-- 运行下面语句
select * from account; -- 400

（4）一旦客户端 B 的事务因为某种原因回滚，所有的操作都将会被撤销，那客户端 A 查询到的数据其实就是脏数据：

-- 客户端 B
set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
start transaction;
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 400
-- 运行下面语句
rollback;
select * from account; -- 450

（5）在客户端A执行更新语句 update account set balance = balance - 50 where id = 1;，lilei 的 balance 没有变成350，居然是 400，是不是很奇怪，数据不一致啊，如果你这么想就太天真 了，在应用程序中，我们会用 400-50=350，并不知道其他会话回滚了，要想解决这个问题可以采用读已提交的隔离级别

-- 客户端 A
set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED;
start transaction;
select * from account; -- 450
select * from account; -- 400，出现了脏数组
-- 运行下面语句
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 400

3、读已提交

**set tx_isolation='read-committed';**

（1）打开一个客户端 A，并设置当前事务模式为 read committed（未提交读），查询表 account 的所有记录：

-- 客户端 A
set session transaction isolation level READ COMMITTED;
start transaction;
select * from account; -- 450

（2）在客户端 A 的事务提交之前，打开另一个客户端 B，更新表 account：

-- 客户端 B
set session transaction isolation level READ COMMITTED;
start transaction;
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 400

（3）这时，客户端 B 的事务还没提交，客户端 A 不能查询到 B 已经更新的数据，解决了脏读问题：

-- 客户端 A
set session transaction isolation level READ COMMITTED;
start transaction;
select * from account; -- 450
-- 运行下面语句
select * from account; -- 450

（4）客户端 B 的事务提交

-- 客户端 B
set session transaction isolation level READ COMMITTED;
start transaction;
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 400
-- 运行下面语句
commit;
select * from account; -- 400

（5）客户端 A 执行与上一步相同的查询，结果与上一步不一致，即产生了不可重复读的问题

-- 客户端 A
set session transaction isolation level READ COMMITTED;
start transaction;
select * from account; -- 450
select * from account; -- 450
-- 运行下面语句
select * from account; -- 400，产生了不可重复读问题

4、可重复读

**set tx_isolation='repeatable-read';**

（1）打开一个客户端 A，并设置当前事务模式为 repeatable read，查询表 account 的所有记录

-- 客户端 A
set session transaction isolation level REPEATABLE READ;
start transaction;
select * from account; -- 450

（2）在客户端 A 的事务提交之前，打开另一个客户端 B，更新表 account 并提交

-- 客户端 B
set session transaction isolation level REPEATABLE READ;
start transaction;
-- 运行下面语句
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 400
commit;

（3）在客户端A查询表 account 的所有记录，与步骤（1）查询结果一致，没有出现不可重复读的问题

-- 客户端 A
set session transaction isolation level REPEATABLE READ;
start transaction;
select * from account; -- 450
select * from account; -- 450

（4）在客户端 A，接着执行 update account set balance = balance - 50 where id = 1，balance 没有变成 450-50 = 400，lilei 的 balance 值用的是步骤（2）中的 400 来算的，所以是 350，数据的一致性倒是没有被破坏。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）。

-- 客户端 A
set session transaction isolation level REPEATABLE READ;
start transaction;
select * from account; -- 450
select * from account; -- 450
-- 运行下面语句
update account set balance = balance - 50 where id = 1;
select * from account; -- 350

MVCC 机制详解

对于事务 id 为12的操作，先查询 select from account（*创建了查询快照，记录执行sql这一刻最大的已提交事务id(快照点已提交最大事务id))，对于事务 id 为 13 的操作，先删除 id=1 的记录，然后更新 id=2 的记录，再提交

对于删除操作，mysql 底层会记录好被删除的数据行的删除事务 id，对于更新操作 mysql 底层会新增一行相同数据并记录好对应的创建事务 id，在 id 为12 的事务里执行查询操作 mysql 底层会带上过滤条件，创建事务 id <= max(当前事务id(12)，快照点已提交最大事务id），删除事务i d > max(当前事务id(12)，快照点已提交最大事务id）

注意：begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句，事务才真正启动，才会向mysql申请事务id

MySQL 默认级别是 repeatable-read，有办法解决幻读问题吗？
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 Session_1 下面执行 update account set name = 'zhuge' where id > 10 and id <=20;，则其他 Session 没法在这个范围所包含的间隙里插入或修改任何数据

无索引行锁会升级为表锁：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
session1 执行： update account set balance = 800 where name = 'lilei';
session2 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

案例结论
InnoDB 存储引擎由于实现了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面所带来的性能损耗可能比表级锁定会要更高一下，但是在整体并发处理能力方面要远远优于 MyISAM 的表级锁定的。当系统并发量高的时候，InnoDB 的整体性能和 MyISAM 相比就会有比较明显的优势了。但是 InnoDB 的行级锁定同样也有其脆弱的一面，当我们使用不当的时候（行锁升级为表锁），可能会让 InnoDB 的整体性能表现不仅不能比 MyISAM 高，甚至可能会更差。

行锁分析
通过检查 InnoDB_row_lock 状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况
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。

死锁
**set tx_isolation='**repeatable-read**'; **
Session_1执行：select * from account where id=1 for update;
Session_2执行：select * from account where id=2 for update;
Session_1执行：select * from account where id=2 for update;
Session_2执行：select * from account where id=1 for update;
查看近期死锁日志信息：show engine innodb status;
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

优化建议

• 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
• 合理设计索引，尽量缩小锁的范围
• 尽可能减少检索条件范围，避免间隙锁
• 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 语句
• 尽量放在事务最后执行
• 尽可能低级别事务隔离