Mysql-innoDB锁总结_排他锁 其他事务能读吗

Mysql-innoDB锁总结

对innoDB锁进行一个总结复习

共享锁与排他锁

共享锁（S 锁）：其他事务可以读，但不能写。
排他锁（X 锁） ：其他事务不能读取，也不能写。

意向锁和表锁

        innoDB为了支持在不同粒度上加锁，所以支持一种额外的加锁方式。
什么意思呢，首先意向锁是一个不会与行锁冲突的表级锁。其次，意向锁之间，即IS与IX之间是互相兼容的。

        那它们互相兼容有什么作用呢？这样不就和没加锁一样？其实意向锁主要是和表级的S锁和X锁互斥，意向锁就是为了告诉表级锁，这张表里面已经有细粒度的锁的了，比如行级的X锁。那么，表级的S锁和X锁就需要等待行级锁释放才能对表上锁。

例子：
        前提，一个事务要获取到行级的X锁，这时有另一个事务需要获取表级的X锁。又知道innoDB支持不同粒度的锁存在。

        那行级的X锁可以和表级的X锁同时存在吗？同一张表的情况下，同时存在，我行级的X锁就是希望这一行是我的，别人都不许改！那表级的X锁也是希望这张表都是我的，别人不许改！

        结论，行级X锁和表级X锁不可以同时存在。所以就引入了意向锁，在获取行锁前，会先获取粗粒度的意向锁。当我第二个事务要获取到表级X锁的时候，会发现已经有意向锁了，不让你加表级X锁。

        所以意向锁的存在保证了多粒度锁同时存在，支持了不同粒度上进行加锁操作。为什么可以保证，当然是因为意向锁保证了粗粒度和细粒度的锁之间不会干扰到彼此。

行锁实现的三种算法

Record Lock：总是会去锁住索引记录（主键和唯一索引）
Gap Lock: 间隙锁，锁定一个范围
Next-Key Lock: Gap Lock+Record Locd

假设有这样一张表，a是主键索引，b是辅助索引

        如果对a进行查询，比如select * from test(表名) where a=5，那么只会加上Record Lock，即对聚集索引中列a=5加上X锁。

        但如果对辅助索引b进行查找，比如 select * from test where b=3,那么会对（1,3]加上Next-Key Lock，同时会对下个范围（3,5）加上Gap Lock，还会对b=3对应的主键a=2加上一个Record Lock。也就是对b锁住了（1,5）这个范围，对a锁住了a=2这行。嗯，当然还有我们的粗粒度意向锁。

        next-key Lock解决了不可重复读问题，让innodb的默认隔离级别就是可重复读级别，当辅助索引是唯一修饰时，也就是我们常说的唯一索引，next-key Lock会退化成Record Lock。

自增长锁与外键锁

能力有限，网上也查了一些文章，但看完之后感觉自己没有学出自己的东西，总结不出来。写在这里是因为mysql锁里面是有自增长锁和外键锁的，感兴趣的可以自己去寻找相关的文章学习。以后要是会了，应该我会把这里补充完整。

一致性非锁定读和一致性锁定读

一致性非锁定读是通过多版本并发控制（MVCC）来读取数据。
它是为了提高读操作的效率，不需要等待X锁释放依旧可以访问行上的数据而设计的，是由undo log提供快照数据。

undo log本身就记录了当前行数据之前的历史版本，而每一行可能有不止一个历史版本，由此带来的并发控制，称为多版本并发控制。

对于快照数据，在读已提交的事务隔离级别里，总是读取被锁定行的最新一份快照数据，在可重复读的事务隔离级别李，总是读取事务开始时的行数据版本。innoDB是默认可重复读的。

一致性锁定读，其实就是对读操作加一个X锁，嗯，这个时候一致性非锁定读还是可以读到数据的，毕竟写操作其实也就是加个X锁。