Mysql锁共享锁排它锁 (1)—mysql进阶（六十八)
前面说了为了解决脏读，幻读，不可重复读，mysql设置了四种隔离级别，read committed和read uncommitted会发生幻读和不可重复读，repeatable read会发生不可重复读，seriliztable，mysql默认是repeatable read，用mvcc解决不可重复读。设置隔离级别set global|session transaction isolation level …。当global时候，代表执行完之后其他所有session都可以使用当前设置的事务，如果是session则代表之后当前session才可以执行当前设置的事务，如果什么都没加，则是默认下一条事务提交完毕，就恢复之前的事务。Mvcc用他的readView链表控制解决这不可重复读，每次执行修改，都会吧修改的数据放入readView链表，链表有一个参数是trx_id，链表的头部条数据显示的是页面数据，后面的都是undo数据。里面有m_ids，min_trx_id，max_trx_id，creator_trx_id，主要在里面遍历，判断是否满足数据在当前事务可见性，比如creator_trx_id等于当前事务id，意味着该版本可以在当前事务查看，如果当前事务id大于mix_trx_id，表明该版本链在事务后才生成，则不可见，如果当前事务id小于min_trx_id，则表示该版链已提交，可以见。如果在这两个之间，则看是否事务id在m_ids里面，是就代表是活跃事务，不可见。这就保证了事务的可重复读。
解决并发事务带来问题的两种基本方式
前面说了事务并发可能带来各种问题，并发事务访问相同记录大致分为3种：
- 读-读 的情况：并发事务相继读取相同记录
因为读取并不会改变记录，所以并不会引起问题。
- 写-写 的情况：并发事务相继对相同的记录做出改动
我们前面说过这种情况就是脏写，脏写是在mysql四种隔离级别情况下都是不允许发生的。那么怎么解决脏写的呢，于是在多个事务并发写同一条数据的时候，让他们排队，这个排队的过程就是通过锁来实现的。这个锁其实是内存结构，一开始并没有锁和记录相关联。
当一个事务准备改动事务里的记录时，首先看看他有没有锁结构，当没有的时候吗，会在内存中生成一个锁结构。比方说t1要对这个记录做修改，要生成一个锁结构与之关联：
比方说修改t1里的数据，trx信息是t1，is_waiting：false。
锁结构两个重要的属性，一个就是trx信息，一个就是is_waiting。
一个代表是哪个事务的锁结构，一个代表当前事务是否在等待。
当t1需改这个数据，就生成了一个锁结构，因为他可以直接修改不需要等待，所以锁结构里的is_waiting是false。
这时候t2需要修改这个数据，因为检测到其他事务正在修改这个数据，所以这时候t2需要等待，他的is_waiting就是true。
当t1吧数据修改完毕，吧锁释放之后，会查看其他事务是否在等待，于是就把t2的is_waiting改为false，唤醒当前锁，让他执行。
综上：
不加锁：意思不需要在内存加锁结构，可以直接执行。
获取锁成功，加锁成功：意思是内存中生成了对应锁结构，而锁结构是false，表示可以执行。
获取锁失败，加锁失败：意思是内存中已经存在对应的锁结构，需要等待其他事务提交，当前事务才可以继续执行，表示true，需要等待执行。
读-写，写-读 的情况：也就是一个事务读，一个事务改动。
这种情况下可能出现脏读，幻读，不可重复读等问题。
Mysql在repeatable read已经解决了幻读问题，那么他是怎么解决脏读，幻读，不可重复读的问题呢？其实本质就是解决事务并发执行的问题，解决方案有两种：
方案一：读操作利用多版本并发控制，mvcc，写操作进行加锁
前面说过mvcc会生成一个版本链readView，由修改的数据和页面真实数据组成，readView条数据就是页面存在的数据，后面的数据就是undo 修改的数据。因为里面有creator_trx_id和min_trx_id，max_trx_id，m_ids，当前事务d与creator_trx_id相同，则可见，若大于max_trx_id，readView刚生成，不可见，若小于min_trx_id，则表示已经提交，可见，若在这之间，则判断当前事务是否在m_ids里，存在则代表当前事务活跃，不可见。而写入数据则是采用加锁的方式，这样保证读写不冲突。Read commtted 和 repeatable read是不同的，前者是每次selct都会创建一个readView版本链，而后者只有次select才创建，之后都是复用之前的readView版本链，解决了不可重复度和幻读。
方案二：读、写操作都用加锁来完成
我们在有些业务需求下，不允许用读取旧的事务，必须每次去读取新的记录，比如银行里的业务，需要把账户余额读取出来，再加上本次金额，咋写入数据库。在操作当前数据的 时候，不想让其他事务访问本次数据，直到这次事务结束。这样的操作就需要在读和写都加锁。
（注意：读，写都加锁的话可以解决脏读，因为脏读是读取了另一个事务未提交的一条事务，如果给这个记录加了锁，那么就不可以读。不可重复读也可以解决，不可重复读是在事务里，两次读取的同一条值不同，这时候加锁了，就不会出现。但是解决幻读有点麻烦，幻读是因为读取了更多的数据，并不知道给那个多的数据怎么上锁，后面会介绍）
很显然，采用mvcc读写性能更高，一般情况下都是采用mvcc。但如果在特殊的业务场景下，会采用加锁的方式来解决业务问题。
一致性读（Consistent reads）
事务利用mvcc进行的读取操作称为一致性读，或者 一致性无锁读，有的地方称为 快照读。所有select语句在read committed 、 repeatable read隔离级别下都算一致性读。如：
Select * from t.
Select * from t left join t2.
一致性读并不会加锁，其他事务可以任意对表中的记录做自由修改。
锁定读（locking read）
共享锁和独占锁
前面说过并发的情况下 读-读 不会有问题，不过对于 写-写，读-写，写-读这些情况可能引引起一些问题，需要使用mvcc或者加锁的方式来解决。在使用加锁的方式解决问题时候，mysql设计了两个锁的分类：
共享锁：shared locks，简称s锁。事务读取一条记录时候，必须先获取该记录的锁。Lock in share mode 开启后另一个事务只可以读不可以修改。
独占锁：也叫排它锁，Exclusive locks，简称x锁。事务改动一条记录时候，先要获取这个锁。For update 开启后另一个事务不可以读也不可以修改。
写操作
平常用的写操作无非就是delete，insert，update这三种：
Delete：
对一条记录做delete操作，无非就是在b+树中定位到这条记录的位子，然后获取这条记录的排它锁，然后在执行delete mark操作。我们也可以吧这个定位待删除记录在b+树中位子过程看成是一个获取排它锁的锁定读。
Update：
如果对一条记录修改操作时候分为三种情况：
如果未修改这个主键值，并且存储空间没有发生变化，则直接就地修改，在b+树定位这条记录的位子，然后在获取这个记录的排他锁，后在原记录的位子就行修改操作。其实也可以吧这个定位修改记录在b+树中位子过程看做是一个获取x锁的锁定读。
如果未修改这个记录的主键值，但存储空间发生了变化，则会先定位b+树的位子，获取排它锁，把这条记录放入垃圾链表，然后插入一条新的数据。定位修改记录的b+树位子可以看做排它锁的锁定读，insert操作提供隐式锁进行保护。
如果修改了该记录的主键，相当于在原纪录的基础上，先delete，在insert，加锁只需要按照delete和insert的规则就好。
Insert：
一般来说，新插入的数据不需要加锁，mysql提供一种隐式锁来保护这条新数据在事务提交之前，不被其他事物来访问。
多粒度锁
我们前面提到的锁针对的记录，可以说是行级锁，或者行锁，对一条记录加锁影响也只是这条记录而已，可以理解这个锁的颗粒度比较细。其实一个事务也可以在表级别进行加锁，自然称为表级锁或者表锁，对表加锁我们可以说这个锁的颗粒度比较粗，给表加锁分为共享锁和排它锁：
1、给表加s锁：
如果一个事务给表加s锁，那么，
别的事务可以继续获得该表的s锁。
别的事务可以继续获取该表某些记录的s锁。
别的事务不可以获取该表的排它锁。
别的事务不可以获取该表一些记录的排它锁。
2、给表加排它锁：
如果一个事务给表加排它锁（意味着独占这个表），那么：
别的事务不可以继续获得该表的s锁。
别的事务不可以继续获取该表某些记录的s锁。
别的事务不可以获取该表的排它锁。
别的事务不可以获取该表一些记录的排它锁。
我们在实际生活中举个例子：
教室一般是公用的，当有学生进入的时候，会在门口加个s锁，这时候如果很多学生进去，则很多s锁。
如果有维修人员来修理天花板或者空调或者电路等，这时候就不能让学生进去，这时候上个x锁。
当有特殊需求：
当学校领导来参观的时候，给教室上个表级别的s锁，因为学生可以正常进入学习，但是维修人员不可以进入，要等s锁解除，才会上个x锁。
当学校占用教学楼考试：
此时会给教室上个x锁，维修人员和学生都不可以进入，类似表级别的x锁。
但这里面有两个问题：
如果想对整栋楼上s锁，首先确保楼里没有正在维修的教室，否则要等他维修完毕才上s锁。
如果想对整栋楼上x锁，首先需要确保没有考试的教室和维修的教室，如果有的话，需要等他们全部锁释放，才可以整栋楼上x锁。
这时候我们怎么知道整栋楼里有没有教室上锁呢，难道一次遍历，那太慢了，于是innoDB有个意向锁，Intention locks：
意向共享锁：intention shared locks，is锁，当事务给某行记录上s锁的时候，还会上个is锁。
意向排它锁：intention exclusive locks，ix锁，当事务给某行记录上行x锁的时候，还会上个ix锁。
所以不需要遍历，只需要在表锁的时候判断一下is和ix是否锁了就行。
文章来源：知乎平台 原文地址：https://zhuanlan.zhihu.com/p/423299270
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