mysql 间隙锁和临键锁原理

以下面的表为例子进行说明

间隙锁的产生来自于 InnboDB 引擎在可重复读的级别基础上执行当前读时出现的幻读问题。下面来分析一下幻读的例子， 假如没有间隙锁的话 ，那么会出现下面的现象：

如上表如示，是基于没有间隙锁的假设，sessionA 事务内执行两次相同的当前读返回的数据不一样，出现幻读的现象。因为(2,2,10)这条记录在原本的数据并不存在，行锁就锁不住，因此诞生间隙锁。

首先看看sessionA的执行计划，发现用到覆盖索引

场景 1：插入到索引 a 时，要插入是索引是(11,5)，属于(a=10,id=10)和(a=30,id=30)之间的锁范围，所以阻塞

场景 2、3、4 同理分析得出结论

本例子跟《查询条件走二级索引例子》区别在于 sessionA 是 select * ，因此需要回到主键索引查询所有字段，扫描了主键索引，所以也会在扫描到的索引进行加 next-key lock。该语句回表一次，扫描到是行是 id=10，所以加锁是(0,10],(10,20)，因此 sessionA 一共加了锁是索引 a 的(10,30)和主键索引的（0,20）。

锁是需要事务结束后才释放的。

一个是 MVCC，一个是两阶段锁协议。

为什么要并发控制呢？是因为多个用户同时 *** 作 MySQL 的时候，为了提高并发性能并且要求如同多个用户的请求过来之后如同串行执行的一样（为了解决脏读、不可重复读、幻读）

官方定义：

两阶段锁协议是指所有事务必须分两个阶段对数据加锁和解锁，在对任何数据进行读、写 *** 作之前，事务首先要获得对该数据的封锁；在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁。

对应到 MySQL 上分为两个阶段：

但是两阶段锁协议不要求事务必须一次将所有需要使用的数据加锁（innodb在需要的索引列数据才锁行），并且在加锁阶段没有顺序要求，所以这种并发控制方式会形成死锁。

MySQL有两种死锁处理方式：

死锁检测 （默认开启）

死锁检测的原理是构建一个以事务为顶点、锁为边的有向图，判断有向图是否存在环，存在即有死锁。

回滚

检测到死锁之后，选择插入更新或者删除的行数最少的事务回滚，基于 INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TRX 表中的 trx_weight 字段来判断。

收集死锁信息：

减少死锁：

死锁解决：

当多个用户访问同一份数据时，一个用户在更改数据的过程中，可能有其他用户同时发起更改请求，为保证数据库记录的更新从一个一致性状态变为另外一个一致性状态，使用事务处理是非常必要的，事务具有以下四个特性：

MySQL 提供了多种事务型存储引擎，如 InnoDB 和 BDB 等，而 MyISAM 不支持事务。为了支持事务，InnoDB 存储引擎引入了与事务处理相关的 REDO 日志和 UNDO 日志，同时事务依赖于 MySQL 提供的锁机制

事务执行时需要将执行的事务日志写入日志文件，对应的文件为 REDO 日志。当每条 SQL 进行数据更新 *** 作时，首先将 REDO 日志写进日志缓冲区。当客户端执行 COMMIT 命令提交时，日志缓冲区的内容将被刷新到磁盘，日志缓冲区的刷新方式或者时间间隔可以通过参数 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制

REDO 日志对应磁盘上的 ib_logifleN 文件，该文件默认为 5MB，建议设置为 512MB，以便容纳较大的事务。MySQL 崩溃恢复时会重新执行 REDO 日志的记录，恢复最新数据，保证已提交事务的持久性

与 REDO 日志相反，UNDO 日志主要用于事务异常时的数据回滚，具体内容就是记录数据被修改前的信息到 UNDO 缓冲区，然后在合适的时间将内容刷新到磁盘

假如由于系统错误或者 rollback *** 作而导致事务回滚，可以根据 undo 日志回滚到没修改前的状态，保证未提交事务的原子性

与 REDO 日志不同的是，磁盘上不存在单独的 UNDO 日志文件，所有的 UNDO 日志均存在表空间对应的 .ibd 数据文件中，即使 MySQL 服务启动了独立表空间

在 MySQL 中，可以使用 BEGIN 开始事务，使用 COMMIT 结束事务，中间可以使用 ROLLBACK 回滚事务。MySQL 通过 SET AUTOCOMMIT、START TRANSACTION、COMMIT 和 ROLLBACK 等语句支持本地事务

MySQL 定义了四种隔离级别，指定事务中哪些数据改变其他事务可见、哪些数据该表其他事务不可见。低级别的隔离级别可以支持更高的并发处理，同时占用的系统资源更少

InnoDB 系统级事务隔离级别可以使用以下语句设置：

查看系统级事务隔离级别：

InnoDB 会话级事务隔离级别可以使用以下语句设置：

查看会话级事务隔离级别：

在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。读取未提交的数据称为脏读（Dirty Read），即是：首先开启 A 和 B 两个事务，在 B 事务更新但未提交之前，A 事务读取到了更新后的数据，但由于 B 事务回滚，导致 A 事务出现了脏读现象

所有事务只能看见已经提交事务所做的改变，此级别可以解决脏读，但也会导致不可重复读（Nonrepeatable Read）：首先开启 A 和 B 两个事务，A事务读取了 B 事务的数据，在 B 事务更新并提交后，A 事务又读取到了更新后的数据，此时就出现了同一 A 事务中的查询出现了不同的查询结果

MySQL 默认的事务隔离级别，能确保同一事务的多个实例在并发读取数据时看到同样的数据行，理论上会导致一个问题，幻读（Phontom Read）。例如，第一个事务对一个表中的数据做了修改，这种修改会涉及表中的全部数据行，同时第二个事务也修改这个表中的数据，这次的修改是向表中插入一行新数据，此时就会发生 *** 作第一个事务的用户发现表中还有没有修改的数据行

InnoDB 通过多版本并发控制机制（MVCC）解决了该问题：InnoDB 通过为每个数据行增加两个隐含值的方式来实现，这两个隐含值记录了行的创建时间、过期时间以及每一行存储时间发生时的系统版本号，每个查询根据事务的版本号来查询结果

通过强制事务排序，使其不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简而言之，就是在每个读的数据行上加上共享锁实现，这个级别会导致大量的超时现象和锁竞争，一般不推荐使用

为了解决数据库并发控制问题，如走到同一时刻客户端对同一张表做更新或者查询 *** 作，需要对并发 *** 作进行控制，因此产生了锁

共享锁的粒度是行或者元组（多个行），一个事务获取了共享锁以后，可以对锁定范围内的数据执行读 *** 作

排他锁的粒度与共享锁相同，一个事务获取排他锁以后，可以对锁定范围内的数据执行写 *** 作

有两个事务 A 和 B，如果事务 A 获取了一个元组的共享锁，事务 B 还可以立即获取这个元组的共享锁，但不能获取这个元组的排他锁，必须等到事务 A 释放共享锁之后。如果事务 A 获取了一个元组的排他锁，事务 B 不能立即获取这个元组的共享锁，也不能立即获取这个元组的排他锁，必须等到 A 释放排他锁之后

意向锁是一种表锁，锁定的粒度是整张表，分为意向共享锁和意向排他锁。意向共享锁表示一个事务有意对数据上共享锁或者排他锁。有意表示事务想执行 *** 作但还没真正执行

锁的粒度主要分为表锁和行锁

表锁的开销最小，同时允许的并发量也是最小。MyISAM 存储引擎使用该锁机制。当要写入数据时，整个表记录被锁，此时其他读/写动作一律等待。一些特定的动作，如 ALTER TABLE 执行时使用的也是表锁

行锁可以支持最大的并发，InnoDB 存储引擎使用该锁机制。如果要支持并发读/写，建议采用 InnoDB 存储引擎

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