点击上方蓝字关注我们
相信看完mysql前面部分的文章，有了个清晰的认识，但是还是少考虑了一些东西，高并发的时候，数据库是怎么样工作的，对于大部分程序员来说，高并发的时候第一个想到的是加锁，数据库同样也是利用锁机制来实现并发访问。
面试点：mysql你知道有哪些锁？
一张图了解锁
🔽
▪锁的粒度
a. 表级锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般。
例子：例如在回家的火车上，你在卧铺车厢想去硬座车厢上厕所，表级锁意味着去往硬座车厢的门关着了，不能进入了。
b.页级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高。
例子：例如在回家的火车上，你在卧铺车厢想去硬座车厢上厕所，页级锁意味着去往硬座车厢的终于开了，可是这面的厕所也有一个锁，只能去对面。
c.行级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低
例子：例如在回家的火车上，你在卧铺车厢想去硬座车厢上厕所，页级锁意味着去往硬座车厢的终于开了，可是这面的厕所都有人了，只能去对面。去对面发现有两个锁。每个锁代表一个行锁。
对于不同的存储引擎拥有锁级的粒度不一样，以及实现也不一样.
▪MyISAM表级锁
MyISAM只有表级锁，表级模式包括：
a.表共享读锁 （Table Read Lock）：不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；
b.表独占写锁 （Table Write Lock）：会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；
▪ InnoDB行级锁和表级锁
InnoDB 实现了以下两种类型的行锁：
♦共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
♦排他锁（X）：允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。
首先想一个问题：当我想给一个表加一个排他锁，这时候都需要满足什么条件？
1， 表的排他锁和行的排他锁不能共存，有个事务A对行数据加了排他锁想要修改，事务B对表加排他锁可以修改表中每一行数据这样就形成了冲突。
2， 如果行有排他锁，我想加表的排他锁需要每一行检查是否存在排他锁，会影响性能。
这时出现了意向锁。看看意向锁是如何解决问题的?
▪InnoDB 实现了以下类型表锁
♦意向锁
· 意向共享锁（IS）：事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）。
-- 事务要获取某些行的 S 锁，必须先获得表的 IS 锁。
SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;
· 意向排他锁（IX）事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）
-- 事务要获取某些行的 X 锁，必须先获得表的 IX 锁。
SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;
通过上述图表看到意向锁之间是兼容的，只有意向共享锁和普通共享锁是兼容的。
注意：这里的排他 共享锁指的都是表锁！！！意向锁不会与行级的共享 排他锁互斥！！！
现在我们回到刚才 users 表的例子：
事务 T1 获取了某一行的排他锁，并未提交：
SELECT column FROM table WHERE id = 1 FOR UPDATE;
复制代码
此时 table表存在两把锁：table表上的意向排他锁与 id 为 1 的数据行上的排他锁。
事务 T2 想要获取 table表的共享锁：
LOCK TABLES table READ;
复制代码
此时事务 T2 检测事务 T1 持有 table 表的意向排他锁，就可以得知事务 T1 必然持有该表中某些数据行的排他锁，那么事务 T2 对 table 表的加锁请求就会被排斥（阻塞），而无需去检测表中的每一行数据是否存在排他锁。大大的提高了性能。从火车车厢这面就看到了是否锁着了，无需一个一个看锁着没有。
意向锁的并发性
面试点：意向锁有什么作用？
我们最后看看意向锁存在的意义，是如何提高并发的，如果你看完下面的例子你就会明白的。
首先我们准备一个简单的表 student 表的例子来概括一下意向锁的意义（减少锁的范围，让更小范围进行加锁，即保证数据的一致性，又增加并发）：
事务 A 先获取了某一行的排他锁，并未提交：
SELECT * FROM student WHERE id = 3 FOR UPDATE;
复制代码
1. 事务 A 获取 id 为 3 ，史珍香的数据行上的排他锁。
2. 事务 A 获取了 student 表上的意向排他锁，存储引擎自动添加意向排它锁。
之后事务 B 想要获取 student表的共享锁：
LOCK TABLES student READ;
复制代码
1. 事务 B 检测到事务 A 持有 student表的意向排他锁。
2. 事务 B 对 student表的加锁请求被阻塞（排斥）。
最后事务 C 也想获取 student表中某一行的排他锁：
SELECT * FROM student WHERE id = 1 FOR UPDATE;
复制代码
1. 事务 C 申请 student表的意向排他锁。
2. 事务 C 检测到事务 A 持有 student表的意向排他锁。
3. 因为意向锁之间并不互斥，所以事务 C 获取到了 student表的意向排他锁。
4. 因为id 为 1 的数据行上不存在任何排他锁，最终事务 C 成功获取到了该数据行上的排他锁。
♦排他锁(X)
♦共享锁(S)
▪MVCC行级锁
上面的锁如果你都掌握可能面过了大部分公司，要想更深入那么你需要知道下面的问题？
如果一行数据有排它锁，这时有我只是想查看下数据，都不让，岂不是太残酷了。性能也太差了。这时会有一个方案能解决就是这行数据在上排它锁之前，先考出来一份，我们读取备份出来的数据不就行了么。这个就是一致性的非锁定读。
注意：由于事物的隔离级别不同，导致生成快照的时机不同，这样会出现读取的时候快照的版本不同。
一行记录可能有不止一个快照数据，一般称这种技术为行多版本技术。由此带来的并发控制，称之为多版本并发控制（Multi Version Concurrency Control，MCVCC）
▪行锁的三种算法
a.Record Lock ：单个记录上的锁
锁总会锁住索引记录，锁住的时key。如果InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时InnoDB会使用隐式的主键进行锁定。
b.Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身
锁定索引记录间隙，确保索引记录的间隙不变
间隙锁时针对事务隔离级别为可重复读或以上级别而配的
Gap Lock在InnoDB的唯一作用就是防止其他事务的插入操作，以此防止幻读
c.Next-Key Lock：Gap Lock+Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身
在Next-Key Lock 算法下，InnoDB对于行的查询都是采用这种锁定的算法。可以有效的防止幻读。
当查询的索引含有唯一属性时，InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock 进行优化，将其降级为 Record Lock，即仅锁住索引本身，而不是范围。
当查询的索引为辅助索引时，默认使用Next-Key Locking技术进行加锁，锁定范围是前一个索引到后一个索引之间范围。
▪解决 Phantom Problem
在默认的事务隔离级别下，即REPEATABLE READ下，InnoDB存储引擎次采用Next-Key Locking机制来避免Phantom Problem(幻读问题).这点可能不同与其他的数据库，比如Oracle数据库，因为其可能需要在SERIALIZABLE的事务隔离级别下才能解决Phantom Problem。
Phantom Problem 是指在同一事务下，连续执行两次同样的SQL语句可能导致不同的结果，第二次SQL语句可能会返回之前不存在的行。
set session tx_isolation='read-committed'; 设置事务隔离级别为不可重复读
OS:您读到了这里，说明你已经耐得住烦躁了，如今沉下心来学习的人多。你可以识别下方二维码和山虎一起学习，一起进步。无论是工作问题还是生活问题，只要我知道的都可以帮助和你一起分析。
大家好，我是山虎，喜欢数学，编码，算法，股票，AI。经历过一次失败的创业。东西不要死记硬背，要做到自己真正的理解。年轻人就要折腾，年轻人就要折腾，年轻人就要折腾。原创不易，帮忙转发。
JAVA八股文
随时欢迎与我讨论各种问题
点个在看你最好看
