MySQL数据库事务与锁的原理和用法

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MySQL事务

事务的特性ACID，分别表示原子性（atomicity）、一致性（consistency）、隔离性（isolation）、和持久性（durability）。一个运行良好的事务处理系统，必须具备这些标准特性。

1. 原子性（atomicity）
一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元，整个事务中所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来讲，不可能只执行其中的一部分操作，这就是事务的原子性。

2. 一致性（consistency）
数据库总是从一个一致性的状态转换到另一个一致性的状态。

3. 隔离性（isolation）
通常来说，一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。

4. 持久性（durability）
一旦事务提交，则其所做的修改就会永久的保存到数据库中。此时即使系统崩溃，修改的数据也不会丢失。

隔离级别

隔离性其实比想象中的要复杂。在SQL标准中定义了四种隔离级别，每一种隔离级别都规定了一个事务中所做的修改，哪些在事务内或事务间是可见的，哪些是不可见的。较低级别的隔离通常可以执行更高的并发，系统开销也低。

READ UNCOMMITTED(未提交读）
在 READ UNCOMMITTED 级别，事务中修改，即使没提交，对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读。这个级别会导致很多问题，从性能上来说 READ UNCOMMITTED 不会比其他的级别好太多，但却缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少使用。

READ COMMITTED(提交读)
大多数数据库系统的默认隔离级别都是 READ COMMITTED （但MySQL不是）。READ COMMITTED满足前面提到的隔离性的简单定义：一个事务开始时，只能"看见"已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别有时候也叫做不可重复读（nonrepeatable read），因为两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。

REPEATABLEB READ(可重复度)
REPEATABLEB READ解决了脏读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读（Phantom Read）的问题。所谓幻读，指的是当某个事务在读群某个范围内的纪录时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的纪录时，会产生幻行（Phantom Row）。InnoDB和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制器（MVCC，Multiversion Concurrency Control）解决了幻读的问题。可重复读是MySQL的默认事务隔离级别。

SERIALIZABLE(可串行化)
SERIALIZABLE 是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。加单来说，SERIALIZABLE会在读取的每一行数据上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用问题。实际应用中也很少会用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。

InnoDB采用MVCC来支持高并发，并实现了四个隔离级别。其默认级别是 REPEATABLEB READ(可重复度)，并且通过间隙锁（next-key locking）策略防止幻读的出现。间隙锁使得InnoDB不仅仅锁定查询涉及的行，还会对索引中的间隙进行锁定，以防止幻影行的插入。

ANSI SQL隔离级别

下面测试一下MySQL在 REPEATABLEB READ 隔离级别下能否避免幻读（前提是InnoDB引擎）
在customer表做测试

在A事务开启事务，查询年龄在12～16的结果

结果如下：此时A事务并没有提交

B事务，在customer表中插入一条age = 14的数据

select语句结果为

此时B事务未提交，customer表依然是

说明 REPEATABLEB READ 隔离级别可以避免脏读。B事务commit之后customer表为

此时A事务再执行select语句结果依然为

说明MySQL数据库在 REPEATABLEB READ 隔离级别下可以避免幻读（InnoDB引擎）。commit后再次执行select结果为

现在就恢复了B事务的操作。

结论：MySQL数据库在 REPEATABLEB READ 隔离级别下可以避免幻读（InnoDB引擎）。数据库的事务是为了保证数据的安全，事务特性中的一致性相对重要一些。

锁

锁是为了保证事务的隔离性。锁是基于索引实现的。

读锁和写锁：
共享锁（shared lock）和排他锁（exclusive lock）也叫读锁（read lock）和写锁（write lock）
读锁是共享的，互相不阻塞的，多个客户在同一时刻可以同时读取同一个资源，而互不干扰。读锁对写锁阻塞。写锁则是排他的，也就是说一个写锁会阻塞其他的读锁和写锁，这是出于安全策略的考虑，只有这样，才能确保在给定的时间里，只有一个用户能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的统一资源。

写锁比读锁有更高的优先级，一个写锁的请求可能会被插入到读写队列的前面。

行锁和表锁：
表锁是MySQL最基本的锁策略，并且是开销最小的策略。会锁定整张表。没有命中索引的操作会锁表
行锁可以最大程度的支持并发处理，同时带来了最大的锁开销 InnoDB 和 XtraDb 引擎实现了行级锁。会锁住某一行或者某几行，表中其他行的数据可以进行读写操作。命中索引，则会将某一行或者某几行加锁。

死锁：
两个或者多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环的现象。InnoDB处理死锁的方式是，将持有最少行级排他锁的事物进行回滚。锁的行为和顺序是和存储引擎相关的。以同样的顺序执行语句，有些存储引擎会产生死锁，有些则不会。

悲观锁和乐观锁：
悲观锁，假设丢失更新一定存在；sql后面加上for update（排他锁）。
乐观锁，假设丢失更新不一定发生。update时候存在版本，更新时候按版本号进行更新。

记录锁、间隙锁和临键锁：
记录锁，会锁住某一行数据，条件命中主键索引。where id = ？；如果在主键上加范围查询（where id > ?)，记录锁会退化成间隙锁，锁住不符合条件的最近的值开始的所有。
间隙锁，会锁住一个范围，条件命中非主键、非唯一索引，只有在重复读的隔离级别下存在。如果是（where age > ?） ，锁住不符合条件的最近的值开始的所有（前闭后开），也就是锁住索引中的间隙。
临键锁，InnoDB默认行级锁，条件命中非主键、非唯一索引，会锁住一个范围，查出来的范围以及相邻的下一个区间都锁住。where age = ？则该值两侧的值的范围内被锁住（前闭后开）。

意向共享锁和意向排他锁：
意向共享锁，当一个事务试图对整个表进行加共享锁之前，首先需要获得这个表的意向共享锁。
意向排他锁，当一个事务试图对整个表进行加排它锁之前，首先需要获得这个表的意向排它锁。

到此，关于"MySQL数据库事务与锁的原理和用法"的学习就结束了，希望能够解决大家的疑惑。理论与实践的搭配能更好的帮助大家学习，快去试试吧！若想继续学习更多相关知识，请继续关注网站，小编会继续努力为大家带来更多实用的文章！