mysql默认隔离级别怎么加锁

修改方法

有两种方法可以对配置了 systemd 的程序进行资源隔离：1. 命令行修改：通过执行 systemctl set-property 命令实现，形式为 systemctl set-property name parameter=value；修改默认即时生效。2. 手工修改文件：直接编辑程序的 systemd unit file 文件，完成之后需手工执行 systemctl daemon-reload 更新配置，并重启服务 systemctl restart name.service。

systemd unit file 里支持的资源隔离配置项，如常见的：

CPUQuota=value

该参数表示服务可以获取的最大 CPU 时间，value 为百分数形式，高于 100% 表示可使用 1 核以上的 CPU。与 cgroup cpu 控制器 cpu.cfs_quota_us 配置项对应。

MemoryLimit=value

该参数表示服务可以使用的最大内存量，value 可以使用 K, M, G, T 等后缀表示值的大小。与 cgroup memory 控制器 memory.limit_in_bytes 配置项对应。

事务的4种隔离级别

READ UNCOMMITTED       未提交读，可以读取未提交的数据。

READ COMMITTED         已提交读，对于锁定读(select with for update 或者 for share)、update 和 delete 语句，InnoDB 仅锁定索引记录，而不锁定它们之间的间隙，因此允许在锁定的记录旁边自由插入新记录。                    

Gap locking 仅用于外键约束检查和重复键检查。

REPEATABLE READ        可重复读，事务中的一致性读取读取的是事务第一次读取所建立的快照。

SERIALIZABLE           序列化在了解了 4 种隔离级别的需求后，在采用锁控制隔离级别的基础上，我们需要了解加锁的对象(数据本身&间隙)，以及了解整个数据范围的全集组成。

数据范围全集组成

SQL 语句根据条件判断不需要扫描的数据范围（不加锁）；

SQL 语句根据条件扫描到的可能需要加锁的数据范围；

以单个数据范围为例，数据范围全集包含：（数据范围不一定是连续的值，也可能是间隔的值组成）

mysql 为并发事务同时对一条记录进行读写时，提出了两种解决方案：

1）使用 mvcc 的方法，实现多事务的并发读写，但是这种读只是“快照读”，一般读的是历史版本数据，还有一种是“当前读”，一般加锁实现“当前读”，或者 insert、update、delete 也是当前读。

2）使用加锁的方法，锁分为共享锁（读锁），排他锁（写锁）

快照读：就是select

当前读：特殊的读 *** 作，插入/更新/删除 *** 作，属于当前读，处理的都是当前的数据，需要加锁。

mysql 在 RR 级别怎么处理幻读的呢？一般来说，RR 级别通过 mvcc 机制，保证读到低于后面事务的数据。但是 select for update 不会触发 mvcc，它是当前读。如果后面事务插入数据并提交，那么在 RR 级别就会读到插入的数据。所以，mysql 使用 行锁 + gap 锁（简称 next-key 锁）来防止当前读的时候插入。

Gap Lock在InnoDB的唯一作用就是防止其他事务的插入 *** 作，以此防止幻读的发生。

Innodb自动使用间隙锁的条件：

加锁情况与死锁原因分析

为方便大家复现，完整表结构和数据如下：

CREATE TABLE `t3` (

`c1` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,

`c2` int(11) DEFAULT NULL,

PRIMARY KEY (`c1`),

UNIQUE KEY `c2` (`c2`)

) ENGINE=InnoDB

insert into t3 values(1,1),(15,15),(20,20)

在 session1 执行 commit 的瞬间，我们会看到 session2、session3 的其中一个报死锁。这个死锁是这样产生的：

1. session1 执行 delete  会在唯一索引 c2 的 c2 = 15 这一记录上加 X lock（也就是在MySQL 内部观测到的：X Lock but not gap）；

2. session2 和 session3 在执行 insert 的时候，由于唯一约束检测发生唯一冲突，会加 S Next-Key Lock，即对 (1,15] 这个区间加锁包括间隙，并且被 seesion1 的 X Lock 阻塞，进入等待；

3. session1 在执行 commit 后，会释放 X Lock，session2 和 session3 都获得 S Next-Key Lock；

4. session2 和 session3 继续执行插入 *** 作，这个时候 INSERT INTENTION LOCK（插入意向锁）出现了，并且由于插入意向锁会被 gap 锁阻塞，所以 session2 和 session3 互相等待，造成死锁。

死锁日志如下：

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INSERT INTENTION LOCK

在之前的死锁分析第四点，如果不分析插入意向锁，也是会造成死锁的，因为插入最终还是要对记录加 X Lock 的，session2 和 session3 还是会互相阻塞互相等待。

但是插入意向锁是客观存在的，我们可以在官方手册中查到，不可忽略：

Prior to inserting the row, a type of gap lock called an insert intention gap lock is set. This lock signals the intent to insert in such a way that multiple transactions inserting into the same index gap need not wait for each other if they are not inserting at the same position within the gap.

插入意向锁其实是一种特殊的 gap lock，但是它不会阻塞其他锁。假设存在值为 4 和 7 的索引记录，尝试插入值 5 和 6 的两个事务在获取插入行上的排它锁之前使用插入意向锁锁定间隙，即在（4，7）上加 gap lock，但是这两个事务不会互相冲突等待。

当插入一条记录时，会去检查当前插入位置的下一条记录上是否存在锁对象，如果下一条记录上存在锁对象，就需要判断该锁对象是否锁住了 gap。如果 gap 被锁住了，则插入意向锁与之冲突，进入等待状态（插入意向锁之间并不互斥）。总结一下这把锁的属性：

1. 它不会阻塞其他任何锁；

2. 它本身仅会被 gap lock 阻塞。

在学习 MySQL 过程中，一般只有在它被阻塞的时候才能观察到，所以这也是它常常被忽略的原因吧...

GAP LOCK

在此例中，另外一个重要的点就是 gap lock，通常情况下我们说到 gap lock 都只会联想到 REPEATABLE-READ 隔离级别利用其解决幻读。但实际上在 READ-COMMITTED 隔离级别，也会存在 gap lock ，只发生在：唯一约束检查到有唯一冲突的时候，会加 S Next-key Lock，即对记录以及与和上一条记录之间的间隙加共享锁。

通过下面这个例子就能验证：

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这里 session1 插入数据遇到唯一冲突，虽然报错，但是对 (15,20] 加的 S Next-Key Lock 并不会马上释放，所以 session2 被阻塞。另外一种情况就是本文开始的例子，当 session2 插入遇到唯一冲突但是因为被 X Lock 阻塞，并不会立刻报错 “Duplicate key”，但是依然要等待获取 S Next-Key Lock 。

有个困惑很久的疑问：出现唯一冲突需要加 S Next-Key Lock 是事实，但是加锁的意义是什么？还是说是通过 S Next-Key Lock 来实现的唯一约束检查，但是这样意味着在插入没有遇到唯一冲突的时候，这个锁会立刻释放，这不符合二阶段锁原则。这点希望能与大家一起讨论得到好的解释。

如果是在 REPEATABLE-READ，除以上所说的唯一约束冲突外，gap lock 的存在是这样的：

普通索引（非唯一索引）的S/X Lock，都带 gap 属性，会锁住记录以及前1条记录到后1条记录的左闭右开区间，比如有[4,6,8]记录，delete 6，则会锁住[4,8）整个区间。

对于 gap lock，相信 DBA 们的心情是一样一样的，所以我的建议是：

1. 在绝大部分的业务场景下，都可以把 MySQL 的隔离界别设置为 READ-COMMITTED；

2. 在业务方便控制字段值唯一的情况下，尽量减少表中唯一索引的数量。

锁冲突矩阵

前面我们说的 GAP LOCK 其实是锁的属性，另外我们知道 InnoDB 常规锁模式有：S 和 X，即共享锁和排他锁。锁模式和锁属性是可以随意组合的，组合之后的冲突矩阵如下，这对我们分析死锁很有帮助：

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