面试中的老大难-mysql事务和锁，一次性讲清楚！

众所周知，事务和锁是mysql中非常重要功能，同时也是面试的重点和难点。本文会详细介绍事务和锁的相关概念及其实现原理，相信大家看完之后，一定会对事务和锁有更加深入的理解。

什么是事务

在维基百科中，对事务的定义是：事务是数据库管理系统(DBMS)执行过程中的一个逻辑单位，由一个有限的数据库操作序列构成。

事务的四大特性

事务包含四大特性，即原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation）和持久性（Durability）(ACID)。

1. 原子性（Atomicity）原子性是指对数据库的一系列操作，要么全部成功，要么全部失败，不可能出现部分成功的情况。以转账场景为例，一个账户的余额减少，另一个账户的余额增加，这两个操作一定是同时成功或者同时失败的。
2. 一致性（Consistency）一致性是指数据库的完整性约束没有被破坏，在事务执行前后都是合法的数据状态。这里的一致可以表示数据库自身的约束没有被破坏，比如某些字段的唯一性约束、字段长度约束等等；还可以表示各种实际场景下的业务约束，比如上面转账操作，一个账户减少的金额和另一个账户增加的金额一定是一样的。
3. 隔离性（Isolation）隔离性指的是多个事务彼此之间是完全隔离、互不干扰的。隔离性的最终目的也是为了保证一致性。
4. 持久性（Durability）持久性是指只要事务提交成功，那么对数据库做的修改就被永久保存下来了，不可能因为任何原因再回到原来的状态。

事务的状态

根据事务所处的不同阶段，事务大致可以分为以下5个状态：

1. 活动的（active）当事务对应的数据库操作正在执行过程中，则该事务处于活动状态。
2. 部分提交的（partially committed）当事务中的最后一个操作执行完成，但还未将变更刷新到磁盘时，则该事务处于部分提交状态。
3. 失败的（failed）当事务处于活动或者部分提交状态时，由于某些错误导致事务无法继续执行，则事务处于失败状态。
4. 中止的（aborted）当事务处于失败状态，且回滚操作执行完毕，数据恢复到事务执行之前的状态时，则该事务处于中止状态。
5. 提交的（committed）当事务处于部分提交状态，并且将修改过的数据都同步到磁盘之后，此时该事务处于提交状态。

事务隔离级别

前面提到过，事务必须具有隔离性。实现隔离性最简单的方式就是不允许事务并发，每个事务都排队执行，但是这种方式性能实在太差了。为了兼顾事务的隔离性和性能，事务支持不同的隔离级别。

为了方便表述后续的内容，我们先建一张示例表hero。

CREATE TABLE hero (
    number INT,
    name VARCHAR(100),
    country varchar(100),
    PRIMARY KEY (number)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

事务并发执行遇到的问题

在事务并发执行时，如果不进行任何控制，可能会出现以下4类问题：

• 脏写（Dirty Write）脏写是指一个事务修改了其它事务未提交的数据。如上图，Session A和Session B各开启了一个事务，Session B中的事务先将number列为1的记录的name列更新为'关羽'，然后Session A中的事务接着又把这条number列为1的记录的name列更新为张飞。如果之后Session B中的事务进行了回滚，那么Session A中的更新也将不复存在，这种现象就称之为脏写。
• 脏读（Dirty Read）脏读是指一个事务读到了其它事务未提交的数据。如上图，Session A和Session B各开启了一个事务，Session B中的事务先将number列为1的记录的name列更新为'关羽'，然后Session A中的事务再去查询这条number为1的记录，如果读到列name的值为'关羽'，而Session B中的事务稍后进行了回滚，那么Session A中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象就称之为脏读。
• 不可重复读（Non-Repeatable Read）不可重复读指的是在一个事务执行过程中，读取到其它事务已提交的数据，导致两次读取的结果不一致。如上图，我们在Session B中提交了几个隐式事务(mysql会自动为增删改语句加事务)，这些事务都修改了number列为1的记录的列name的值，每次事务提交之后，如果Session A中的事务都可以查看到最新的值，这种现象也被称之为不可重复读。
• 幻读（Phantom）幻读是指的是在一个事务执行过程中，读取到了其他事务新插入数据，导致两次读取的结果不一致。如上图，Session A中的事务先根据条件number > 0这个条件查询表hero，得到了name列值为'刘备'的记录；之后Session B中提交了一个隐式事务，该事务向表hero中插入了一条新记录；之后Session A中的事务再根据相同的条件number > 0查询表hero，得到的结果集中包含Session B中的事务新插入的那条记录，这种现象也被称之为幻读。

脏写的问题太严重了，任何隔离级别都必须避免。其它无论是脏读，不可重复读，还是幻读，它们都属于数据库的读一致性的问题，都是在一个事务里面前后两次读取出现了不一致的情况。

四种隔离级别

在SQL标准中设立了4种隔离级别，用来解决上面的读一致性问题。不同的隔离级别可以解决不同的读一致性问题。

• READ UNCOMMITTED：未提交读。

• READ COMMITTED：已提交读。

• REPEATABLE READ：可重复读。

• SERIALIZABLE：串行化。

各个隔离级别下可能出现的读一致性问题如下：

InnoDB支持四个隔离级别（和SQL标准定义的基本一致）。隔离级别越高，事务的并发度就越低。唯一的区别就在于，InnoDB 在可重复读（REPEATABLE READ）的级别就解决了幻读的问题。这也是InnoDB使用可重复读 作为事务默认隔离级别的原因。

MVCC

MVCC(Multi Version Concurrency Control)，中文名是多版本并发控制，简单来说就是通过维护数据历史版本，从而解决并发访问情况下的读一致性问题。

版本链

在InnoDB中，每行记录实际上都包含了两个隐藏字段：事务id(trx_id)和回滚指针(roll_pointer)。

1. trx_id：事务id。每次修改某行记录时，都会把该事务的事务id赋值给trx_id隐藏列。
2. roll_pointer：回滚指针。每次修改某行记录时，都会把undo日志地址赋值给roll_pointer隐藏列。

假设hero表中只有一行记录，当时插入的事务id为80。此时，该条记录的示例图如下：假设之后两个事务id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作，操作流程如下：由于每次变动都会先把undo日志记录下来，并用roll_pointer指向undo日志地址。因此可以认为，对该条记录的修改日志串联起来就形成了一个版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。如下：

ReadView

如果数据库隔离级别是未提交读（READ UNCOMMITTED），那么读取版本链中最新版本的记录即可。如果是是串行化（SERIALIZABLE），事务之间是加锁执行的，不存在读不一致的问题。但是如果是已提交读（READ COMMITTED）或者可重复读（REPEATABLE READ），就需要遍历版本链中的每一条记录，判断该条记录是否对当前事务可见，直到找到为止(遍历完还没找到就说明记录不存在)。InnoDB通过ReadView实现了这个功能。ReadView中主要包含以下4个内容：

• m_ids：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务的事务id列表。
• min_trx_id：表示在生成ReadView时当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，也就是m_ids中的最小值。
• max_trx_id：表示生成ReadView时系统中应该分配给下一个事务的id值。
• creator_trx_id：表示生成该ReadView事务的事务id。

有了ReadView之后，我们可以基于以下步骤判断某个版本的记录是否对当前事务可见。

1. 如果被访问版本的trx_id属性值与ReadView中的creator_trx_id值相同，意味着当前事务在访问它自己修改过的记录，所以该版本可以被当前事务访问。
2. 如果被访问版本的trx_id属性值小于ReadView中的min_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交，所以该版本可以被当前事务访问。
3. 如果被访问版本的trx_id属性值大于或等于ReadView中的max_trx_id值，表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启，所以该版本不可以被当前事务访问。
4. 如果被访问版本的trx_id属性值在ReadView的min_trx_id和max_trx_id之间，那就需要判断一下trx_id属性值是不是在m_ids列表中，如果在，说明创建ReadView时生成该版本的事务还是活跃的，该版本不可以被访问；如果不在，说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。

在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同。READ COMMITTED在每次读取数据前都会生成一个ReadView，这样就能保证每次都能读到其它事务已提交的数据。REPEATABLE READ 只在第一次读取数据时生成一个ReadView，这样就能保证后续读取的结果完全一致。

锁

事务并发访问同一数据资源的情况主要就分为读-读、写-写和读-写三种。

1. 读-读即并发事务同时访问同一行数据记录。由于两个事务都进行只读操作，不会对记录造成任何影响，因此并发读完全允许。
2. 写-写即并发事务同时修改同一行数据记录。这种情况下可能导致脏写问题，这是任何情况下都不允许发生的，因此只能通过加锁实现，也就是当一个事务需要对某行记录进行修改时，首先会先给这条记录加锁，如果加锁成功则继续执行，否则就排队等待，事务执行完成或回滚会自动释放锁。
3. 读-写即一个事务进行读取操作，另一个进行写入操作。这种情况下可能会产生脏读、不可重复读、幻读。最好的方案是读操作利用多版本并发控制（MVCC），写操作进行加锁。

锁的粒度

按锁作用的数据范围进行分类的话，锁可以分为行级锁和表级锁。

1. 行级锁：作用在数据行上，锁的粒度比较小。
2. 表级锁：作用在整张数据表上，锁的粒度比较大。

锁的分类

为了实现读-读之间不受影响，并且写-写、读-写之间能够相互阻塞，Mysql使用了读写锁的思路进行实现，具体来说就是分为了共享锁和排它锁：

1. 共享锁(Shared Locks)：简称S锁，在事务要读取一条记录时，需要先获取该记录的S锁。S锁可以在同一时刻被多个事务同时持有。我们可以用select ...... lock in share mode;的方式手工加上一把S锁。
2. 排他锁(Exclusive Locks)：简称X锁，在事务要改动一条记录时，需要先获取该记录的X锁。X锁在同一时刻最多只能被一个事务持有。X锁的加锁方式有两种，第一种是自动加锁，在对数据进行增删改的时候，都会默认加上一个X锁。还有一种是手工加锁，我们用一个FOR UPDATE给一行数据加上一个X锁。

还需要注意的一点是，如果一个事务已经持有了某行记录的S锁，另一个事务是无法为这行记录加上X锁的，反之亦然。

除了共享锁(Shared Locks)和排他锁(Exclusive Locks)，Mysql还有意向锁(Intention Locks)。意向锁是由数据库自己维护的，一般来说，当我们给一行数据加上共享锁之前，数据库会自动在这张表上面加一个意向共享锁(IS锁)；当我们给一行数据加上排他锁之前，数据库会自动在这张表上面加一个意向排他锁(IX锁)。意向锁可以认为是S锁和X锁在数据表上的标识，通过意向锁可以快速判断表中是否有记录被上锁，从而避免通过遍历的方式来查看表中有没有记录被上锁，提升加锁效率。例如，我们要加表级别的X锁，这时候数据表里面如果存在行级别的X锁或者S锁的，加锁就会失败，此时直接根据意向锁就能知道这张表是否有行级别的X锁或者S锁。

InnoDB中的表级锁

InnoDB中的表级锁主要包括表级别的意向共享锁(IS锁)和意向排他锁(IX锁)以及自增锁(AUTO-INC锁)。其中IS锁和IX锁在前面已经介绍过了，这里不再赘述，我们接下来重点了解一下AUTO-INC锁。

大家都知道，如果我们给某列字段加了AUTO_INCREMENT自增属性，插入的时候不需要为该字段指定值，系统会自动保证递增。系统实现这种自动给AUTO_INCREMENT修饰的列递增赋值的原理主要是两个：

1. AUTO-INC锁：在执行插入语句的时先加上表级别的AUTO-INC锁，插入执行完成后立即释放锁。如果我们的插入语句在执行前无法确定具体要插入多少条记录，比如INSERT ... SELECT这种插入语句，一般采用AUTO-INC锁的方式。
2. 轻量级锁：在插入语句生成AUTO_INCREMENT值时先才获取这个轻量级锁，然后在AUTO_INCREMENT值生成之后就释放轻量级锁。如果我们的插入语句在执行前就可以确定具体要插入多少条记录，那么一般采用轻量级锁的方式对AUTO_INCREMENT修饰的列进行赋值。这种方式可以避免锁定表，可以提升插入性能。

InnoDB中的行级锁

前面说过，通过MVCC可以解决脏读、不可重复读、幻读这些读一致性问题，但实际上这只是解决了普通select语句的数据读取问题。事务利用MVCC进行的读取操作称之为快照读，所有普通的SELECT语句在READ COMMITTED、REPEATABLE READ隔离级别下都算是快照读。除了快照读之外，还有一种是锁定读，即在读取的时候给记录加锁，在锁定读的情况下依然要解决脏读、不可重复读、幻读的问题。由于都是在记录上加锁，这些锁都属于行级锁。

InnoDB的行锁，是通过锁住索引来实现的，如果加锁查询的时候没有使用过索引，会将整个聚簇索引都锁住，相当于锁表了。根据锁定范围的不同，行锁可以使用记录锁(Record Locks)、间隙锁(Gap Locks)和临键锁(Next-Key Locks)的方式实现。假设现在有一张表t，主键是id。我们插入了4行数据，主键值分别是 1、4、7、10。接下来我们就以聚簇索引为例，具体介绍三种形式的行锁。

• 记录锁(Record Locks)所谓记录，就是指聚簇索引中真实存放的数据，比如上面的1、4、7、10都是记录。显然，记录锁就是直接锁定某行记录。当我们使用唯一性的索引(包括唯一索引和聚簇索引)进行等值查询且精准匹配到一条记录时，此时就会直接将这条记录锁定。例如select * from t where id =4 for update;就会将id=4的记录锁定。

• 间隙锁(Gap Locks)间隙指的是两个记录之间逻辑上尚未填入数据的部分，比如上述的(1,4)、(4,7)等。

  同理，间隙锁就是锁定某些间隙区间的。当我们使用用等值查询或者范围查询，并且没有命中任何一个record，此时就会将对应的间隙区间锁定。例如select * from t where id =3 for update;或者select * from t where id > 1 and id < 4 for update;就会将(1,4)区间锁定。

• 临键锁(Next-Key Locks)临键指的是间隙加上它右边的记录组成的左开右闭区间。比如上述的(1,4]、(4,7]等。

  临键锁就是记录锁(Record Locks)和间隙锁(Gap Locks)的结合，即除了锁住记录本身，还要再锁住索引之间的间隙。当我们使用范围查询，并且命中了部分record记录，此时锁住的就是临键区间。注意，临键锁锁住的区间会包含最后一个record的右边的临键区间。例如select * from t where id > 5 and id <= 7 for update;会锁住(4,7]、(7,+∞)。mysql默认行锁类型就是临键锁(Next-Key Locks)。当使用唯一性索引，等值查询匹配到一条记录的时候，临键锁(Next-Key Locks)会退化成记录锁；没有匹配到任何记录的时候，退化成间隙锁。

间隙锁(Gap Locks)和临键锁(Next-Key Locks)都是用来解决幻读问题的，在已提交读（READ COMMITTED）隔离级别下，间隙锁(Gap Locks)和临键锁(Next-Key Locks)都会失效！