InnoDB中事务隔离级别和锁的关系

1.锁的分类（一次封锁或两段锁）

a.一次封锁

就是在方法的开始阶段，已经预先知道要用到那些数据，在方法开始之前就将这些数据用锁锁住，在方法执行完成之后，再全部解锁。这种方式可以有效的避免死锁，但是这种封锁方式在数据库中并不可用，因为在事务开始阶段，并不会提前预知要使用数据库中的哪些数据。因此数据库遵循两段锁协议。
b. 两段锁

就是将事务分为加锁阶段和解锁阶段两个阶段。

加锁阶断：在这个阶段，可以进行加锁操作。在对事务进行"读"的操作之前，需要申请S锁（共享锁），对事务进行"写"的操作之前，需要申请X锁（排它锁）。在这里要注意的是，如果事务加上S锁，其他事务可以继续加共享锁，但不能加排它锁；但是如果事务加上X锁，其他事务则不能加其他任何类型的锁。如果事务加锁不成功，则事务进入wait状态，直至枷锁成功为止。

解锁阶断：当事务提交之后，就会释放锁，此时事务进入解锁阶断，在这个阶段只能进行解锁操作，不能再进行枷锁操作。
两段锁无法避免死锁，但是却可以保证事务的并发操作是串行化进行的。

2.Mysql中锁的种类

a.表锁：对整张表进行加锁
b.行锁：锁住数据行，对有限的数据行进行加锁，对其他数据不限制。
在这里要注意的是如果查询条件中存在没有建索引的字段，Mysql则会给数据库中整张表的所有数据行加行锁，这时存储引擎会将所有的数据记录加锁返回给MysqlServer层进行过滤，在MysqlServer层过滤的时候，如果发现有不满足过滤条件的记录，则会调用unlock_row方法，将不满足条件的记录所加的锁释放掉，当然这种做法是违背了"两段锁协议"的。

3.事务的隔离级别

隔离级别	脏读	不可重复读	幻读
读未提交（ReadUncommitted）	可能	可能	可能
读已提交(ReadCommitted)	不可能	可能	可能
可重复读（ Repeateable Read）	不可能	不可能	可能
可串行化（Serializable）	不可能	不可能	不可能

a.读未提交（RU）：就是可能会读取到其他会话中未提交事务的数据。
RU级别中，无论是读的操作还是写的操作，都不会进行加锁操作
b.读已提交（RC）：只能读到已经提交事务的数据。Oracle默认的隔离级别为该级别。
RC级别中，数据的读取操作不会进行加锁，但是数据的写入、修改和删除操作是需要加锁的。
c.可重复读（RR）：指同一个事务的多个实例在并发读取数据时看到的数据行是一致的。InnoDB引擎默认为该级别。
RR级别中，数据的读取操作不会进行加锁，但是数据的写入、修改和删除操作是需要加锁的。
d.可串行化：每次读取的时候事务都要获取表级别的S锁，每次写入的时候都会加写锁（X锁），读写操作会相互阻塞。
下面我们通过事例来说明隔离级别和表锁的关系：
（1）创建数据库表branch,并插入三条测试数据，如下所示
CREATE TABLE `branch` (
`id` tinyint(4) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`branch_name` varchar(20) NOT NULL,
`director_id` smallint(4) NOT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=4 DEFAULT CHARSET=utf8;
– ----------------------------
– Records of branch
– ----------------------------
INSERT INTO `branch` VALUES ('1', '软件一部', '7135');
INSERT INTO `branch` VALUES ('2', '软件二部', '7136');
INSERT INTO `branch` VALUES ('3', '软件三部', '7137');
（2）查询表中的数据，如下所示：

（3）RU级别
由于Mysql默认是提交事务的，在这里，我们需要将Mysql设置为不自动提交事务，如下图所示：

由于Mysql中InnoDB默认的级别是RR级别，我们需要将session开启成RU级别，如下图所示：

接着，我们开启两个事务，左边为事务A右边为事务B，如下图所示：

由上图可以看出，由于RU级别中对读和写操作均不加锁，事务B可以查询出事务A未提交的数据，造成"脏读"现象。
（4）RC级别
接着我们将session开启成RC级别，如下图所示：

接着我们和（3）一样，开启两个事务，左边为事务A右边为事务B ，再次执行（3）的操作，结果如下图所示：

从上图中可以看出RC级别中，虽然读的操作不加锁，但是对数据的写入操作加行锁，因此在事务B执行insert操作提交事务之前，事务A是不会查询出事务B未提交的那一行数据的，不会产生RU级别的"脏读"现象。
但事务B会出现不可重复读的现象，接着我们展现RC模式，如下图所示：

从上图中可以看出，事务A两次读取到的结果是不一样的，这时由于在RC级别中，读的操作不加锁，因此在事务A没有提交之前，事务B可以进行写的操作。在表中id是主键，事务B中会对id=5的记录加X锁，在事务B提交之后，事务A再次读取数据，就会和第一次查询的结果不同，造成了"不可重复读"的现象。
（5）RR级别
我们先将session开启成RR级别，如下图所示：

接着我们和（4）一样，开启两个事务，左边为事务A右边为事务B ，再次执行（4）的操作，结果如下图所示：

从上图中可以看出，事务A两次读取到的结果是相同的。
如果使用锁机制来解决幻读的话，就是由于在RR级别中，id为主键，读的操作也会加行锁，因此在事务A没有提交之前，其他事务没法修改这些数据直到事务A提交成功之后，其他事务才可以修改这些数据，因此RR级别可以避免"不可重复读"的现象。
但在Mysql的InnoDB中，是通过多版本并发控制（MVCC）机制来避免幻读，相当于我们读取到的数据是历史数据，我们将这种读取历史数据的方式称为"快照读"。
我们再展现在RR级别"幻读"模式，如下图所示：

在这里，并没有出现预期的现象，事务A在提交之前并没有读取到事务B插入的数据，并没有出现"幻读"现象，可见在Mysql的RR级别中是解决了"幻读"这个问题的，至于怎么解决的我们后面再摸索。
下面我们先简单了解一下"不可重复读"和"幻读"的区别。

4.不可重复读和幻读的区别

不可重复读是指如果事务A读取了某一行数据，事务A未提交，如果事务B修改了这一行数据并且提交，事务A再去重复读取这条记录时，会发现两次读取的同一行数据记录发生了变化。
幻读是指事务A读取了某一个范围内的数据，事务A未提交，事务B在这个范围内插入一条记录，事务A再去重复读取这个范围内的数据时，发现再次读取到的数据记录数比之前多。
不可重复读的重点在于update和delete操作，而幻读的重点在于insert操作。就拿上面的例子来说，如果只是纯粹的用锁机制来实现这两种隔离级别的话，在sql执行事务A的select操作之后，就对这些数据进行加锁，在此期间，其他事务拿不到该行锁，因此对于事务B中的update操作，只能等待事务A将锁释放之后才能对相应的数据行加锁。这样就可以实现可重复读，但是这种方法却无法锁住即将要insert的数据，因此就会出现"幻读"的现象。
因此，"幻读"现象是不能通过行锁来避免的，必须通过Serializable隔离级别来避免，也就是读的操作用"读锁"，写的操作用"写锁"，"读锁"和"写锁"互为互斥锁，这么做就可以有效地避免"脏读"、"不可重复读"、"幻读"等问题，但是会极大地降低数据库的并发能力。
前面所说的都是使用悲观锁来解决"不可重复读"和"幻读" 这两个问题的，但是Mysql、Oracle、Postgresql等一些成熟的关系型数据库为了性能上的考虑，都会采用以乐观锁为基础的多版本并发控制（MVCC）来避免这两个问题。
接下来，我们来简单的了解一下悲观锁和乐观锁。

5.悲观锁和乐观锁

a.悲观锁：在整个数据的处理过程中，将数据处于锁定的状态，悲观锁的实现，是依靠数据库提供的锁机制，以保证操作上最的程度的独占性。在悲观锁的情况下，为了保证事务的隔离性，就需要一致性锁定读，在读取数据时对数据加锁使得其他事务无法对其进行修改操作；在修改数据时，也要对其进行加锁操作，使得其他事务无法读取这些数据。这样随之而来的就是数据库性能上的大量开销，尤其是对于长事务而言，这种开销是无法承受的。
b.乐观锁：基于数据库版本记录机制来实现的，也就是说为数据增加一个版本控制的标识。在基于数据库表的版本控制实现机制中，一般是通过为数据库表增加一个"version"字段，在读取时，将此版本号一起读出，在对数据进行修改操作时，"version"字段的值加1。在提交数据时，将要提交数据的版本号和数据库表中对应数据的version字段的值进行比较，如果要提交的数据版本号大于当前数据库表中的当前版本号，则对数据予以更新；否则，就认为要提交的数据为过期数据。
对于乐观锁的实现，上述方法只是一个举例，每种关系型数据库都会有不同的实现方式，在这里我们主要看看InnoDB中乐观锁的实现。

6.InnoDB中乐观锁的实现

在InnoDB中，会在每行数据后面添加两个隐藏的属性来实现多版本并发控制。一个属性记录这行数据的创建时间，另外一个属性记录当前数据的过期时间（被删除时间）。但在实际的操作中，存储的值并非是时间，而是事务的版本号，每开启一个新的事务，事务的版本号就会递增。RR事务隔离级别下，
select：读取出来的创建的版本号<=当前事务的版本号，以确保事务读取的行要么是在事务开始之前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的；而删除的版本号为空或>当前事务的版本号，以保证事务所读取到的行在事务开始之前未被删除。
insert：保存当前事务的版本号为行的创建版本号。
update：插入一条新纪录，保存当前事务的版本号为行的创建版本号，同时保存当前事务的版本号到原来删除的行。
delete：保存当前事务的版本号为行的删除版本号。
通过MVCC，虽然每行记录都需要额外的存储空间，更多的行检查工作以及一些额外的维护工作，但可以减少锁的使用，大多数读操作都不用加锁，读数据操作很简单，性能很好，并且也能保证只会读取到符合标准的行，也只锁住必要行。在这里要注意的是，MVCC只在RC和RR两种隔离级别下工作。

7.快照读和当前读

a.快照读：读取的记录是可见版本（可能是历史版本），不用加锁。
如：select * from table where ?
b.当前读：读取的记录是最新记录，并且会返回当前记录，会进行加锁操作，以确保其他并发事务不会再修改这些记录。如：
select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert into table values (......);
update table set ? where ？；
delete from table where ?;
在上述语句中，除过第一条语句需要加S锁，其他语句都需要加X锁。

8.Mysql的加锁处理

Mysql的加锁情况取决于以下前提条件：
a.当前系统会话的隔离级别；
b.id列是否为主键；
c.如果id列不为主键，id列上是否有索引；
d.id列上如果有二级索引，那么这个索引是否是唯一索引；
e.两个SQL的执行计划。
根据以上前提条件，可以将加锁的情况分为如下几种：
（1）RC隔离级别，id列为主键；
对于这种情况，id是主键，此时Mysql会为id列自动创建主键索引。因此，当执行"update branch set director_id=7137 where id=3"这条语句时，会为id=3的这条数据记录加上X锁。加锁情况如下图所示：

（2）RC隔离级别，id列上没有索引；
在这种情况下，id列上没有索引，id=3这个过滤条件无法通过索引去过滤，因此只能走聚簇索引，进行全表扫描，因此当执行"update branch set director_id=7137 where id=3 "这条语句时，表中的所有记录行都会被加X锁，在这里所然是对全表记录进行加锁，但是加的是"行锁"不是"表锁"。
加锁情况如下图所示：

（3）RC隔离级别，id列是二级唯一索引；
这种情况，id列上没然没有主键索引，但是却有二级唯一索引。因此，当执行"update branch set director_id=7137 where id=3 "这条语句时，由于id是唯一索引列，update语句选择走id列的索引进行条件过滤，在找到id=2的记录后，首先会将唯一索引上的id=2的索引记录加上X锁。同时会根据读取到的数据列，再对相应的主键索引项加上X锁。加锁情况如下图所示：

（4）RC隔离级别，id列是二级非唯一索引；
和第（3）种情况相比，加锁的策略是相同的。唯一不同的是（3）最多只有一个满足等值条件查询的记录，而这种情况将会为满足条件的所有记录加X锁。加锁情况如下图所示：

（5）RR隔离级别，id列为主键；
这种情况的加锁情况和（1）相同。
（6）RR隔离级别，id列上没有索引；
RR级别和RC级别最大的区别就是RR级别不会出现幻读。所谓不出现幻读就是连续两次当前读，这两次当前读所返回的数据量和数据记录是相同的。要做到这样，就必须保证在第一次当前读和第二次当前读执行的期间，其他的事务不会插入新的满足条件的记录。
为满足这些要求，在执行"select * from branch where id=3 for update;"语句时，在使用X锁的同时，还要使用GAP锁对数据记录区间进行加锁。
由于此时id列上没有索引，因此只能进行全表扫描，需要为表中每条数据记录加上X锁，并在每个GAP上加GAP锁。加锁情况如下图所示：

（7）RR隔离级别，id列是二级唯一索引；
加锁情况和（3）相同。
（8）RR隔离级别，id列是二级非唯一索引；
在这里，id列上有一个非唯一索引，数据库的索引是使用B+树存储的，B+树索引是有序的。在执行"select * from branch where id=3 for update;"这条语句时，首先需要通过id索引定位到第一条满足查询条件的记录，为这个记录加上记录上的X锁的同时还要加上GAP上的GAP锁，然后再在对应的主键索引上的记录加X锁，然后返回。接着读取下一条数据，重复上述的加锁操作，直到进行到不满足查询条件的第一条记录为止，此时不需要加上记录的X锁，但需要加上GAP锁。
根据查询条件可以看出来[2,软件二部,7136]和[3,软件三部,7138]之间可以插入数据[3,a,7100]等，[3,软件三部,7138 ]和[3,软件五部,7140]之间可以插入数据[3,软件t,7123]等数据，[3,软件五部,7140] 和[4,软件四部,7139] 之间可以插入数据[3，z,20]等数据，而[2,软件二部,7136 ]之前和[4,软件四部,7139 ]之后不会插入id为3的数据，因此需要对索引区间(2,3)、[3,3]和(3,4)加GAP锁。加锁情况如下图所示：

Serializable隔离级别下，不存在快照读，所有的操作都是当前读，读加读锁，写加写锁，读锁和写锁互斥。
注意：在RC级别和RR级别下，select操作均不会进行加锁操作。
在Repeatable Read隔离级别下，针对一个复杂的SQL，首先需要提取其where条件。Index Key确定的范围，需要加上GAP锁；Index Filter过滤条件，视MySQL版本是否支持ICP，若支持ICP，则不满足Index Filter的记录，不加X锁，否则需要X锁；Table Filter过滤条件，无论是否满足，都需要加X锁。
通过加锁情况我们可以了解到，在RR级别下使用X锁防止其他并发事务对记录的更改/删除操作，使用GAP锁实现其他并发事务对区间段内记录的插入操作，因此Mysql的InnoDB在RR级别已经实现了幻读的避免。因此，在上文我们发现事务的隔离级别设置为RR时，并未出现幻读的现象。