详解数据库的锁机制及原理

1.数据库锁的分类
2.行锁
- 共享锁（读锁S锁）
- 排他锁（写锁X锁）
- 更新锁
3.意向锁（IX/IS锁）
4.锁机制解释数据库隔离级别
5.间隙锁

1.数据库锁的分类

本图源自CSDN博主：Stephen.W

在这里插入图片描述

数据库锁一般可以分为两类，一个是悲观锁，一个是乐观锁

乐观锁一般是指用户自己实现的一种锁机制，假设认为数据一般情况下不会造成冲突，所以在数据进行提交更新的时候，才会正式对数据的冲突与否进行检测，如果发现冲突了，则让返回用户错误的信息，让用户决定如何去做。乐观锁的实现方式一般包括使用版本号和时间戳 （也就是在数据库中添加了版本号和时间戳字段，以便检测）

悲观锁一般就是我们通常说的数据库锁机制，以下讨论都是基于悲观锁

悲观锁主要表锁、行锁、页锁。在MyISAM中只用到表锁，不会有死锁的问题，锁的开销也很小，但是相应的并发能力很差。innodb实现了行级锁和表锁，锁的粒度变小了，并发能力变强，但是相应的锁的开销变大，很有可能出现死锁。同时innodb需要协调这两种锁，算法也变得复杂。InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁

表锁和行锁都分为共享锁和排他锁，而更新锁是为了解决行锁升级（共享锁升级为独占锁）的死锁问题

innodb中表锁和行锁一起用，所以为了提高效率才会有意向锁 （意向共享锁和意向排他锁）

2.行锁

共享锁（读锁S锁）

共享锁允许其他事务读，但是不允许写😥

加锁与解锁： 当一个事务执行select语句时，数据库系统会为这个事务分配一把共享锁，来锁定被查询的数据。在默认情况下，数据被读取后，数据库系统立即解除共享锁。例如，当一个事务执行查询“SELECT * FROM accounts”语句时，数据库系统首先锁定第一行，读取之后，解除对第一行的锁定，然后锁定第二行。这样，在一个事务读操作过程中，允许其他事务同时更新accounts表中未锁定的行。

兼容性： 如果数据资源上放置了共享锁，还能再放置共享锁和更新锁

并发性能： 具有良好的并发性能，当数据被放置共享锁后，还可以再放置共享锁或更新锁。所以并发性能很好。

排他锁（写锁X锁）

排他锁不允许其他事务读和写😮

加锁与解锁： 当一个事务执行insert、update或delete语句时，数据库系统会自动对SQL语句操纵的数据资源使用独占锁（即排他锁）

兼容性： 独占锁不能和其他锁兼容，如果数据资源上已经加了独占锁，就不能再放置其他的锁了。同样，如果数据资源上已经放置了其他锁，那么也就不能再放置独占锁了

并发性能： 最差。只允许一个事务访问锁定的数据，如果其他事务也需要访问该数据，就必须等待

更新锁

更新锁在的初始化阶段用来锁定可能要被修改的资源，这可以避免使用共享锁造成的死锁现象。例如，对于以下的update语句：

UPDATE accounts SET balance=900 WHERE id=1

更新操作需要分两步：读取accounts表中id为1的记录 –> 执行更新操作

那么什么情况下会造成死锁现象呢：

如果在第一步使用共享锁，再第二步把锁升级为独占锁，就可能出现死锁现象。例如：两个事务都获取了同一数据资源的共享锁，然后都要把锁升级为独占锁，但需要等待另一个事务解除共享锁才能升级为独占锁，这就造成了死锁🤐

更新锁有如下特征：

加锁与解锁： 当一个事务执行update语句时，数据库系统会先为事务分配一把更新锁。当读取数据完毕，执行更新操作时，会把更新锁升级为独占锁

兼容性： 更新锁与共享锁是兼容的，也就是说，一个资源可以同时放置更新锁和共享锁，但是最多放置一把更新锁。这样，当多个事务更新相同的数据时，只有一个事务能获得更新锁，然后再把更新锁升级为独占锁，其他事务必须等到前一个事务结束后，才能获取得更新锁，这就避免了死锁

并发性能： 允许多个事务同时读锁定的资源，但不允许其他事务修改它

3.意向锁（IX/IS锁）

innodb中表锁和行锁一起用，所以为了提高效率才会有意向锁（意向共享锁和意向排他锁）

在mysql中有表锁，读锁锁表，会阻塞其他事务写表数据。写锁锁表，会阻塞其他事务读和写表数据
Innodb引擎又支持行锁，行锁分为共享锁，一个事务对一行的共享只读锁。排它锁，一个事务对一行的排他读写锁
这两中类型的锁共存的问题考虑这个例子：事务A锁住了表中的一行，让这一行只能读，不能写。之后，事务B申请整个表的写锁。如果事务B申请成功，那么理论上它就能修改表中的任意一行，这与A持有的行锁是冲突的。数据库需要避免这种冲突，就是说要让B的申请被阻塞，直到A释放了行锁

数据库要怎么判断这个冲突呢？

判断表是否已被其他事务用表锁锁表
判断表中的每一行是否已被行锁锁住

判断表中的每一行是否已被行锁锁住。这样的判断方法效率实在不高，因为需要遍历整个表。于是就有了意向锁。在意向锁存在的情况下，事务A必须先申请表的意向共享锁，成功后再申请一行的行锁😏

在意向锁存在的情况下，上面的判断可以改成

判断表是否已被其他事务用表锁锁表
发现表上有意向共享锁，说明表中有些行被共享行锁锁住了，因此，事务B申请表的写锁会被阻塞

申请意向锁的动作是数据库完成的，就是说，事务A申请一行的行锁的时候，数据库会自动先开始申请表的意向锁，不需要我们程序员使用代码来申请😣

4.锁机制解释数据库隔离级别

每一种隔离级别满足不同的数据要求，使用不同程度的锁。

Read Uncommitted，读写均不使用锁，数据的一致性最差，也会出现许多逻辑错误。
Read Committed，使用写锁，但是读会出现不一致，不可重复读。
Repeatable Read, 使用读锁和写锁，解决不可重复读的问题，但会有幻读。
Serializable, 使用事务串形化调度，避免出现因为插入数据没法加锁导致的不一致的情况。

读未提交，造成脏读(Read Uncommitted)

一个事务中的读操作可能读到另一个事务中未提交修改的数据，如果事务发生回滚就可能造成错误。

例子：A打100块给B，B看账户，这是两个操作，针对同一个数据库，两个事物，如果B读到了A事务中的100块，认为钱打过来了，但是A的事务最后回滚了，造成损失。

避免这些事情的发生就需要我们在写操作的时候加锁，使读写分离，保证读数据的时候，数据不被修改，写数据的时候，数据不被读取。从而保证写的同时不能被另个事务写和读。

读已提交(Read Committed)

我们加了写锁，就可以保证不出现脏读，也就是保证读的都是提交之后的数据，但是会造成不可重读，即读的时候不加锁，一个读的事务过程中，如果读取数据两次，在两次之间有写事务修改了数据，将会导致两次读取的结果不一致，从而导致逻辑错误。

可重复读(Repeatable Read）

解决不可重复读问题，一个事务中如果有多次读取操作，读取结果需要一致（指的是固定一条数据的一致，幻读指的是查询出的数量不一致，即不可重复读对应的是update语句，但是解决不掉insert语句导致的幻读问题！）

所以读锁在事务中持有可以保证不出现不可重复读，写的时候必须加锁且持有，这是必须的了，不然就会出现脏读。Repeatable Read（可重读）也是MySql的默认事务隔离级别

串行化（Serializable）

解决幻读问题，在同一个事务中，同一个查询多次返回的结果不一致。事务A新增了一条记录，事务B在事务A提交前后各执行了一次查询操作，发现后一次比前一次多了一条记录。幻读是由于并发事务增加记录导致的，这个不能像不可重复读通过记录加锁解决，因为对于新增的记录根本无法加锁。需要将事务串行化，才能避免幻读。

这是最高的隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争

5.间隙锁

产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB只好引入新的锁，也就是间隙锁

RR隔离级别下为了解决“幻读”问题：“快照读”依靠MVCC控制，“当前读”通过间隙锁解决😌

间隙锁（Gap Lock）是Innodb在提交下为了解决幻读问题时引入的锁机制，幻读的问题存在是因为新增操作，这时如果进行范围查询的时候（加锁查询），会出现不一致的问题，这时使用不同的行锁已经没有办法满足要求，需要对一定范围内的数据进行加锁，间隙锁就是解决这类问题的。在可重复读（RR）隔离级别下，数据库是通过行锁和间隙锁共同组成（next-key lock）来实现的

接下来我们用一个案例来解释一下间隙锁：

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