三分钟小短文：一致性非锁定读与一致性锁定读

时间：2021-09-23 06:44:26 收藏：0 阅读：29

台上三分钟，台下三小时，兄弟们，今天咱们花三分钟了解下数据库中的两种读（select）操作：一致性非锁定读 和 一致性锁定读

一致性非锁定读

一致性非锁定读是什么？这里我先给出一个最最最简单的解释：一致性非锁定读就是读快照！

快照即当前行数据之前的历史版本，每行记录可能存在多个历史版本，或者说每行记录可能有不止一个快照数据，一般我们将这种技术称为 行多版本技术。而由于一个行记录可能对应着多个快照（历史版本），为此不可避免地会带来一系列的并发问题，如何解决这些并发问题，就是所谓的 多版本并发控制（MVCC），当然，这不是本文的重点。

在不同事务隔离级别下，读取的方式不同。只有在事务隔离级别 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ（默认）下，InnoDB 存储引擎才会使用非锁定的一致性读。并且，即使都是使用非锁定的一致性读，它俩对于快照数据的定义也各不相同：

在 READ COMMITTED 事务隔离级别下，总是读取行的最新版本；如果行被锁定了，非一致性读不会因此去等待行上锁的释放，而是去读取该行版本的最新一个快照，如下图所示：
在 REPEATABLE READ 事务隔离级别下，对于快照数据，非一致性读总是读取事务开始时的行数据版本

这么说可能还不是很好理解，举个例子，这个时候又得掏出我们经典的 user 表了（滑稽），表中包含三个字段 id、username、age，已存在一行记录：

id = 1, username = ‘Jack‘, age = 20;

1）第一步，我们开启一个事务，执行如下语句：

事务 1:
	begin;
	select * from user where id = 1;

2）可以看到，第一个事务并没有提交，这时，我们开启第二个事务模拟并发，执行如下语句：

事务 2:
	begin;
	update user set id = 100 where id = 1;

3）在第二个事务中，将表中 id 为 1 的记录修改为了 id=100，但是事务同样没有提交（即此时 id = 1 的行记录被事务 2 加上了行锁）。这时如果在第一个事务中再次读取 id 为 1 的记录，那显然还是 1 对吧：

事务 1:
	select * from user where id = 1;

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4）接着，我们再来提交下第 2 个事务中所作的修改：

事务 2:
	commit;

由于当前 id = 1 的数据被修改成了 100，也就是说，当前 id = 100 的行记录拥有了一个 id = 1 的历史版本。

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5）这个时候，再去事务 1 中读取 id 为 1 的记录，在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE 事务隔离级别下得到结果就不一样了：

对于 READ COMMITTED 的事务隔离级别，由于事务 2 已经提交了，也就是说 id = 1 的行记录没有被事务 2 锁定，所以就会去读取该行的最新版本，即 id = 100，So，在 READ COMMITTED 的事务隔离级别下，此时查询 id = 1 的结果是 Empty Set；
而在 REPEATABLE READ 事务隔离级别下，非一致性读总是读取事务开始时的行数据版本。也就是说，在事务 1 刚开始的时候，id = 1 的数据行是什么样，现在读到的就是什么样的：

可以结合下面这张图来回顾下上述的过程：

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一致性锁定读

其实从名字上也能看出来，非一致性锁定读适用于对数据一致性要求不是很高的情况，比如在 READ COMMITTED 隔离级别下，即使行被锁定了，非一致性读也可以读到该行版本的最新一个快照。也即，非锁定读机制极大地提高了数据库的并发性。

而一致性锁定读适用于对数据一致性要求比较高的情况，这个时候我们需要对读操作进行加锁以保证数据逻辑的一致性。

InnoDB 存储引擎对读操作支持两种一致性锁定读方式，或者说对读操作支持两种加锁方式：

SELECT ... FOR UPDATE，对于读取的行记录加一个 X 排它锁，其他事务不能对锁定的行加任何锁
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE，对于读取的行记录添加一个 S 共享锁。其它事务可以向被锁定的行加 S 锁，但是不允许添加 X 锁，否则会被阻塞住

So，如何用大白话解释一致性锁定读？上面这两条特殊的 select 语句就是一致性锁定读！一致性锁定读就是给行记录加 X 锁或 S 锁！

简单不？

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原文：https://www.cnblogs.com/cswiki/p/15307265.html