三分鐘小短文：一致性非鎖定讀與一致性鎖定讀

台上三分鐘，台下三小時，兄弟們，今天咱們花三分鐘了解下數據庫中的兩種讀（select）操作：一致性非鎖定讀 和 一致性鎖定讀

一致性非鎖定讀

一致性非鎖定讀是什麼？這裡我先給出一個最最最簡單的解釋：一致性非鎖定讀就是讀快照！

快照即當前行數據之前的歷史版本，每行記錄可能存在多個歷史版本，或者說每行記錄可能有不止一個快照數據，一般我們將這種技術稱為 行多版本技術。而由於一個行記錄可能對應着多個快照（歷史版本），為此不可避免地會帶來一系列的並發問題，如何解決這些並發問題，就是所謂的 多版本並發控制（MVCC），當然，這不是本文的重點。

在不同事務隔離級別下，讀取的方式不同。只有在事務隔離級別 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ（默認）下，InnoDB 存儲引擎才會使用非鎖定的一致性讀。並且，即使都是使用非鎖定的一致性讀，它倆對於快照數據的定義也各不相同：

在 READ COMMITTED 事務隔離級別下，總是讀取行的最新版本；如果行被鎖定了，非一致性讀不會因此去等待行上鎖的釋放，而是去讀取該行版本的最新一個快照，如下圖所示：
在 REPEATABLE READ 事務隔離級別下，對於快照數據，非一致性讀總是讀取事務開始時的行數據版本

這麼說可能還不是很好理解，舉個例子，這個時候又得掏出我們經典的 user 表了（滑稽），表中包含三個字段 id、username、age，已存在一行記錄：

id = 1, username = 'Jack', age = 20;

1）第一步，我們開啟一個事務，執行如下語句：

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

2）可以看到，第一個事務並沒有提交，這時，我們開啟第二個事務模擬並發，執行如下語句：

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

3）在第二個事務中，將表中 id 為 1 的記錄修改為了 id=100，但是事務同樣沒有提交（即此時 id = 1 的行記錄被事務 2 加上了行鎖）。這時如果在第一個事務中再次讀取 id 為 1 的記錄，那顯然還是 1 對吧：

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

4）接着，我們再來提交下第 2 個事務中所作的修改：

事務 2:
	commit;

由於當前 id = 1 的數據被修改成了 100，也就是說，當前 id = 100 的行記錄擁有了一個 id = 1 的歷史版本。

5）這個時候，再去事務 1 中讀取 id 為 1 的記錄，在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE 事務隔離級別下得到結果就不一樣了：

對於 READ COMMITTED 的事務隔離級別，由於事務 2 已經提交了，也就是說 id = 1 的行記錄沒有被事務 2 鎖定，所以就會去讀取該行的最新版本，即 id = 100，So，在 READ COMMITTED 的事務隔離級別下，此時查詢 id = 1 的結果是 Empty Set；
而在 REPEATABLE READ 事務隔離級別下，非一致性讀總是讀取事務開始時的行數據版本。也就是說，在事務 1 剛開始的時候，id = 1 的數據行是什麼樣，現在讀到的就是什麼樣的：

可以結合下面這張圖來回顧下上述的過程：

一致性鎖定讀

其實從名字上也能看出來，非一致性鎖定讀適用於對數據一致性要求不是很高的情況，比如在 READ COMMITTED 隔離級別下，即使行被鎖定了，非一致性讀也可以讀到該行版本的最新一個快照。也即，非鎖定讀機制極大地提高了數據庫的並發性。

而一致性鎖定讀適用於對數據一致性要求比較高的情況，這個時候我們需要對讀操作進行加鎖以保證數據邏輯的一致性。

InnoDB 存儲引擎對讀操作支持兩種一致性鎖定讀方式，或者說對讀操作支持兩種加鎖方式：

SELECT ... FOR UPDATE，對於讀取的行記錄加一個 X 排它鎖，其他事務不能對鎖定的行加任何鎖
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE，對於讀取的行記錄添加一個 S 共享鎖。其它事務可以向被鎖定的行加 S 鎖，但是不允許添加 X 鎖，否則會被阻塞住

So，如何用大白話解釋一致性鎖定讀？上面這兩條特殊的 select 語句就是一致性鎖定讀！一致性鎖定讀就是給行記錄加 X 鎖或 S 鎖！

簡單不？

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