2.3、加锁解锁 int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex); int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t...加锁的粒度要越细越好。 三、加锁的底层理解 movb $0，%al表示将0存入%al寄存器中（%al是累加寄存器AX的低8位部分，可以独立作为8位寄存器使用。）...) { usleep(1000); printf("%s running, get tickets: %d\n", td->_name.c_str
Linux应用程序的一个常见需求是从一个文件中读取一些数据，修改这些数据，然后将这些数据写回文件。...通常我们会对文件进行加锁处理，因为内核能够自动将锁与文件关联起来。 在Linux中，文件加锁是通过使用文件锁（File Locks）来实现的。...在 Linux 中，文件锁是通过系统调用 fcntl 或者 flock 来实现的。 unsetunset使用 fcntl 进行文件锁定unsetunset 1.
加锁规则 间隙锁只有在可重复读的隔离级别下有效。 1. 两个原则 加锁的单位是 next-key lock，这个区间是前开后闭。 查找过程中访问的对象才会加锁。 2...., PRIMARY KEY (`id`), KEY `c` (`c`) ) ENGINE=InnoDB; insert into t values(0,0,0),(5,5,5), (10,10,10...session A 查找id=10的时候，本来的加锁范围是(0,10],根据原则1退化为行锁加锁范围变成行锁id=10。...session A 本来的加锁范围是(5,10] 但是id=10是最后一个值，且不满足条件 session A的加锁范围变成了(5,10)， 所以session B 被阻塞，而session C没有阻塞...因此session B 和 session C会被锁住。 但是正确锁的范围是(10,15]
3.不要加锁？ 平淡的日子就这么过着， 有一天线程世界来了一个年轻人，自称为小李, 他看着我们这么努力地奋斗着去争抢那把锁， 不由地嘲笑道： 你们真傻啊， 难道不知道不加锁也能做事吗？...这句话把我们镇住了， 我小心翼翼地问： 那你说说，不加锁怎么才能保证正确性呢？ “就拿你们的那个Sequence类来说吧， 不就是并发的更新内存中的一个值吗， 可以这么分为三步来做： 1....真的没有加锁啊。 隔壁的小明反应最快： 小李子， 你这第三步有问题啊， 你看需要读内存吧，需要比较吧，还得写入内存吧， 这不是一个原子操作， 在我们多线程并发执行的时候， 肯定会出问题！...可以用C语言来实现， 然后在Java中封装一下不就得了？” ?...我们仔细地审视这段代码， 它根本没有加锁， 每个人都可以进入next()方法， 读取数据，操作数据， 最后使用CAS来决定这次操作是否有效， 如果内存值被别人改过，那就再次循环尝试。
加锁顺序 普通select查询 获取表级锁: MDL读锁 不需要其他锁: 因为使用的是MVCC，所以不需要行锁 ps: 很多地方都说使用了MVCC就不需要加锁，实际上是不需要行锁，MDL读锁还是需要的...再获取表级锁: 意向排它锁 再获取行级锁: 插入意向锁 update/delete 首先获取表级锁: MDL写锁 再获取表级锁: 意向排它锁 再获取行级锁: 根据不同语句获取对应的行锁和间隙锁 行锁加锁规则...两个“原则”、两个“优化”和一个“bug” 原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock。...原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁。 优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。...MySQL加锁分析
序 我们已知，RC、RR下： 快照读(普通select)会开启ReadView，使用mvcc机制防止脏读/不可重复读/幻读，不加锁。...另外： RU下，读取不加锁，修改加锁 RC下，查找索引不用到gap lock和next-key lock，只有record lock。所以当前读只会施加record lock。...SR下，没有mvcc机制，读、写都靠加锁来维持正确性。 我们最常用的还是RR等级，其加锁机制较为复杂，判断条件似乎很多，因此需要重点讨论。...另外，为了简化讨论，本文只讨论RR下select...for update的加锁机制。 1....这时，只需对该记录加锁，就能防止幻读。 加锁机制图解如下： ? 加锁机制 施加gap lock的范围 那么，Innodb会对多大的范围施加gap lock呢？
【转载】加锁还是不加锁，这是一个问题 2017-06-14 by Liuqingwen | Tags: 随笔 Java | Hits 非常浅显易懂又寓意深刻的一篇文章，转载自微信公众号...【码农翻身】的文章，好文分享：加锁还是不加锁，这是一个问题，原文链接： http://mp.weixin.qq.com/s/qJNQeuDWjRCxkSG2nSK5Uw 一、前言 上次我说过，我们这个线程的世界是个弱肉强食的地方...三、不要加锁？ 平淡的日子就这么过着，有一天线程世界来了一个年轻人，自称为小李，他看着我们这么努力地奋斗着去争抢那把锁，不由地嘲笑道：你们真傻啊，难道不知道不加锁也能做事吗？...这句话把我们镇住了，我小心翼翼地问：那你说说，不加锁怎么才能保证正确性呢？...可以用 C 语言来实现，然后在 Java 中封装一下不就得了？” ?
Linux上提供的这把锁叫互斥量。...2.3.销毁锁（互斥量）的方式： int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex) 注意以上这两种锁的使用都是需要在指定加锁的区域进行加锁和解锁。...*mutex); 返回值:成功返回0,失败返回错误号 2.5 RAII风格的锁 C++注重RAII的编程思想，所以我们可以将锁自己封装成为一个RAII风格的锁 我们可以将锁进行封装，定义一个LockGuard...的类，里面只有一个锁的成员变量，构造函数是加锁，析构函数是解锁，所以我们可以创建一个局部的对象，让编译器自己去调用构造函数和析构函数，这样就不需要我们进行加锁和解锁 代码： #ifndef __LOCK_GUARD_HPP...{ usleep(1000); printf("%s running, get tickets: %d\n", td->_name.c_str
1、通过select for update或select for update wait或select for update nowait给数据集加锁 具体实现参考select for update和select...for update wait和select for update nowait的区别 2、Skip Locked(跳过加锁行获得可以加锁的结果集) Skip locked是oracle 11g引入的...通过skip locked可以使select for update语句可以查询出(排除已经被其他会话加锁了的数据行)剩下的数据集,并给剩下的数据集,进行加锁操作。...a、测试一、 代码如下:新建一个SQL窗口1(相当于新建一个会话),执行 update test8 set price=6 where ID=1 但是不执行commit操作,此时,当前数据已经被加锁了。...此时,不进行commit操作,表中所有的数据行被加锁。
FOR UPDATE），InnoDB 通过加锁来实现可重复读，且InnoDB 加锁同时解决了幻读问题。...Gap Locks（间隙锁）：在索引记录之间加锁，或者在第一个索引记录之前加锁，或者在最后一个索引记录之后加锁。 Next-Key Locks：在索引记录上加锁，并且在索引记录之前的间隙加锁。...四、案例分析 在对SQL进行加锁分析前，需要明确表的结构和索引类型。在不知道索引的情况下直接给出一条SQL来分析如果加锁是没有任何意义的。...MySQL InnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需要应用使用加锁读来保证。而这个加锁读使用到的机制就是next-key locks。...可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以使用加锁读去查询最新的数据。
`来为记录加锁。这里还是分是否有更新二级索引的情况，如果不更新就只往符合条件的聚簇索引加锁 6....LOCK IN SHARE MODE`语句来为记录加锁，比方说： – 这里给 name 列是唯一二级索引 SELECT * FROM hero WHERE name = ‘c曹操’ LOCK IN SHARE...，不需要还另外对主键索引加锁 2....LOCK IN SHARE MODE` 语句，比如: SELECT * FROM hero WHERE name = ‘c曹操’ LOCK IN SHARE MODE; ``` 由于普通二级索引没有唯一性...，要阻止其他事务插入name=’c曹操’的记录 对所有name值为’c曹操’的二级索引记录加S型 next-key Lock，它们对应的聚簇索引记录 + SLock 对最后一个name值为’c曹操’的二级索引记录的下一条二级索引记录加
场景： 最近，遇到了一个关于mysql 加锁的问题，将当时的情形简化如下，有一个index_test表，表结构如下所示： mysql> CREATE TABLE `index_test` ( `priv_id...然后在网上搜索相关的资料，看看别人有没有遇到过这样的问题，在一篇关于MySQL加锁处理分析的blog中得到了启示，按照blog中组合七：id非唯一索引+RR的理论，gap锁的范围不仅跟被锁定的键有关，还跟主键有关...因此，在我们使用mysql加锁过程中，也首先需要搞清楚，我们的隔离级别是什么，是否开启了binlog等等，然后才能正确分析加锁的范围。...p=771 大神描述Mysql 加锁分析的blog http://hedengcheng.com/?
t set d = d + 1 where id = 5; insert into t values(8,8,8); Session A会在c=5这一行上加上读锁： 根据规则1，加锁单位是next-key...lock，因此加锁范围是(0, 5] 索引c是普通索引，根据规则4，最终会退化成间隙锁(5, 10) 根据规则2，只有访问到的对象才会加锁，由于Session A的查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索引...insert into t values(9,9,9); update t set d = d + 1 where c = 15; Session A的加锁分析如下： Session A的查询条件是...limit语句加锁 下图是目前我们表t的数据： Session A Session B begin;delete from t where c = 10; insert into t values...这是因为Session A在遍历的时候，从(c=5,id=5)走到(c=10,id=30)这一行以后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了，因此后面的间隙并没有在加锁的范围内，因此Session B的
一 前言 之前的文章里面总结了很多死锁案例，其实里面有几篇文章对于insert加锁流程表述的不准确，而且微信公众号又无法修改，所以通过本文重新梳理insert加锁流程，最后加上一个死锁案例解析...T_T 二 基础知识 在分析死锁案例之前，我们先学习一下背景知识 insert 语句的加锁策略,来看看官方定义: "INSERT sets an exclusive lock on the inserted...----+----+ | 27 | 3 | 4 | | 30 | 5 | 8 | +----+----+----+ 无锁阻塞 单纯的insert,无其他事务对相关记录加锁，直接成功。...row in set (0.00 sec) 加锁分析此时sess1 对二级索引c1加Next-key lock (3,5],(5,+∞] 对主键id 加record lock [30] sess2:...我们构造一个已经存在的记录c2=19 ，然后删除记录c2=19，在其他会话插入相同的记录。 通过这样的逻辑来测试insert 语句遇到唯一键的时候的加锁流程。
先对一条满足条件的记录加锁，返回给MySQL Server，做一些DML操作；然后在读取下一条加锁，直至读取完毕。...从上图可以看出，2PL就是将加锁/解锁分为两个完全不相交的阶段。加锁阶段：只加锁，不放锁。解锁阶段：只放锁，不加锁。...记录[6,c]之前，不会插入id=10的记录；[6,c]与[10,b]间可以插入[10, aa]；[10,b]与[10,d]间，可以插入新的[10,bb],[10,c]等；[10,d]与[11,f]间可以插入满足条件的...因此，为了保证[6,c]与[10,b]间，[10,b]与[10,d]间，[10,d]与[11,f]不会插入新的满足条件的记录，MySQL选择了用GAP锁，将这三个GAP给锁起来。...Insert操作，如insert [10,aa]，首先会定位到[6,c]与[10,b]间，然后在插入前，会检查这个GAP是否已经被锁上，如果被锁上，则Insert不能插入记录。
本文翻译自《Java Concurrency ?In ?Practice》，定期放送 ，让你利用碎片时间悄悄的看了一本书！ 我们的文章是系列的。所以先请允许我...
LOCK IN SHARE MODE语句来为记录加锁，比方说： -- 这里给 name 列是唯一二级索引 SELECT * FROM hero WHERE name = 'c曹操' LOCK IN SHARE...，不需要还另外对主键索引加锁 使用SELECT ......FOR UPDATE语句来为记录加锁,这里和上面过程一样，不过这里加的是 XLock 使用UPDATE ...来为记录加锁，这里与SELECT .....LOCK IN SHARE MODE 语句，比如: SELECT * FROM hero WHERE name = 'c曹操' LOCK IN SHARE MODE; 由于普通二级索引没有唯一性，要阻止其他事务插入...name=’c曹操’的记录 对所有name值为’c曹操’的二级索引记录加S型 next-key Lock，它们对应的聚簇索引记录 + SLock 对最后一个name值为’c曹操’的二级索引记录的下一条二级索引记录加
Innodb加锁分析时，需要查看当前加锁情况 使用命令行 show engine innodb status 开启NNODB监控机制(InnoDB Monitors) mysql提供一套INNODB...tx.trx_id FROM information_schema.innodb_trx tx WHERE tx.trx_mysql_thread_id = connection_id() 参考 Innodb加锁规则
例如, SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 1 AND 6 FOR UPDATE; 锁会阻止其他事务将值2插入 c1的索引记录中，因为该范围内所有现有值之间的间隙都已锁定...__biz=MjM5NzAzMTY4NQ%3D%3D&chksm=bd3b4e988a4cc78eeb0f9901f0e8144201c1bbcf2f4756976ac84159bbb3c61e9b108c76bec6&..., 会话A插入主键为100的记录, 然后会话B也插入主键为100的记录, 会话C也插入主键为100的记录, 这时会话B/C提示主键冲突, 插入失败, 然而会话B/C仍会对主键100的记录持有索引记录读锁...INDEX_NAME LOCK_MODE LOCK_DATA value X 42,880 查询data_locks, 符合 加锁规则就是这样, 下面练习一下 c) 左右都是开区间, 右范围存在记录...这里主要展示一下与唯一索引范围查询加锁的不同 一下是类似 6. c) 的一个sql, 左值不存在, 右值存在 start transaction; select * from user where id
package main import ( "fmt" "sync" "time" ) // 为了解决线程不安全，我们自己加锁 type concurentMat struct...{ mp map[int]int sync.RWMutex } // 通过set方法做原有map的赋值 func (c *concurentMat)Set(key, v int)...{ // 添加写锁 c.Lock() c.mp[key] = v c.Unlock() } // 通过get方法做原有map的读取值 func (c *concurentMat...)Get(key int) int{ c.RLock() r := c.mp[key] c.RUnlock() return r } func main(){...i:= 0; i< 1000; i++ { c.Set(i, i) } }() go func() { for i:= 0;
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