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MySQL锁模型与事物 博客分类: SQL 锁事物 

程序员文章站 2024-03-11 13:46:07
...

 MySQL中不同的存储引擎支持不同的锁机制,比如,MySAM和MEMORY存储引擎采用表级锁,InnoDB支持表级锁和行级锁(默认采用行级锁),BDB(被InnoDB取代)支持表级锁和页面锁。

 

查看mysq提供的存储引擎:mysql> show engines;
查看mysql当前默认的存储引擎:mysql> show variables like '%storage_engine%';
查看某个表用的引擎:mysql> show create table 表名;

 

一、表级锁

 

1、表级锁特点

 

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。当需要频繁对大部分数据做 GROUP BY 操作或者需要频繁扫描整个表时,推荐使用表级锁。

 

命令mysql> show status like 'Table%';

 

Table_locks_immediate 指的是能够立即获得表级锁的次数,而Table_locks_waited指的是不能立即获取表级锁而需要等待的次数。如果 Table_locks_waited的值比较大的话,则说明存在着较严重的表级锁争用情况,这是可能需要创建一个专有的缓存表,或者通过其它方式来减小表的大小,或者降低表级锁命令调用的频率。

 

 

2、表级锁的锁模式

 

读锁:成功申请读锁的前提是当前没有线程对该表使用写锁,否则该语句会被阻塞。申请读锁成功后,其他线程也可以对该表进行读操作,但不允许有线程对其进行写操作,包括当前线程。 用法:申请——LOCK TABLE table_name [ AS alias_name ] READ,释放——UNLOCK tables。    

 

写锁:成功申请写锁的前提是当前没有线程对表加读锁和其他写锁,否则会被阻塞。写锁可以加优先级,当多个线程同时申请多种锁(LOW_PRIORITY,READ,WRITE)时,LOW_PRIORITY的优先级最低。 用法:申请——LOCK TABLE table_name [AS alias_name] [ LOW_PRIORITY ] WRITE。

 

 

 

3、如何给表加锁

 

MyISAM执行SELECT前会自动把涉及的所有的表加读锁,在执行UPDATE、DELETE、INSERT前会自动把涉及的所有的表加写锁。用户一般不需要直接用LOCK TABLE命令给MyISAM表加锁。

 

显式地给MyISAM表加锁,一般是为了模拟事物操作,实现在某一个时间点多个表的一致性读取。例如,order表记录了每个订单的总金额(total),order_detail记录了每个订单中每个产品的金额小计(subtotal),如果需要检查俩个表的金额是否一致,则:

 

Lock tables orders read local, order_detail read local;

 

Select sum(total) from orders;

 

Select sum(subtotal) from order_detail;

 

Unlock tables;

 

注:local选项作用是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下,允许其他用户在表尾并发插入记录

 

 

 

4、一个表锁导致阻塞的例子

 

Session1

Session2

CREATE TABLE my_contacts # 创建表联系人 

(

  id INT(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT PRIMARY KEY,

  NAME VARCHAR (30) NOT NULL,

  gender CHAR(1) NOT NULL DEFAULT 'M',  #'M'或'F' 

  birthday DATE,   # 1980-09-15 

  phone VARCHAR (11) NOT NULL,

  information BLOB

) ENGINE = MYISAM ;

 

INSERT  INTO my_contacts(NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('ZhangSan','F','1990-09-09','13513513513','Friend'); 

INSERT  INTO my_contacts(NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('LiSi','F','1991-08-12','18989107021','strange boy');

 

LOCK TABLE my_contacts WRITE;

 

SELECT * FROM my_contacts WHERE NAME="ZhangSan";

返回查询结果

SELECT * FROM my_contacts WHERE NAME="LiSi"; 阻塞… …

UNLOCK TABLES;

阻塞… …

 

返回查询结果

 

 

 

5、注意事项

 

Lock table时,如果查询语句中用到别名以及其他的表,那么别名和其他的表均需要锁住。如果锁住了别名,那么查询语句中就不能直接用表名了。在执行LOCK TABLES后,只能访问显式加锁的这些表,不能访问未加锁的表;同时,如果加的是读锁,那么只能执行查询操作,而不能执行更新操作。

 

LOCK TABLE my_contacts READ;

 

SELECT a.name ,b.math FROM my_contacts a, scores b WHERE a.`name`=b.`name`;

 

以上查询语句中,my_contacts被锁住了,但使用了别名a,a没有被锁住;表scores也没有被锁住,且scores也用了别名,修改为:

 

LOCK TABLE my_contacts as a READ, scores as b READ;

 

SELECT a.name ,b.math FROM my_contacts a, scores b WHERE a.`name`=b.`name`;

 

 

 

6、并发插入

 

一般而言,MyISAM表的读和写是串行的。在一定条件下,MyISAM表也支持查询和插入并发执行。

 

MyISAM有一个系统变量concurrent_insert,专用于控制并行插入的行为,其值可以为012。为0时,不允许并发插入;为1时,(默认设置),如果MyISAM表中没有空洞(即表的中间没有被删除的行),则允许一个进程读表,另一个进程在表尾插入;为2时,允许在表尾并发插入记录。

 

 

 

Session1

Session2

SHOW VARIABLES LIKE "%current_insert%";

current_insert的值为AUTO,(1)

 

LOCK TABLE my_contacts READ LOCAL;

当前session可以查询,不能更新;其它session可以并发插入(如果无空洞),不能删除更新

 

INSERT INTO my_contacts (NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('LiHong','F','1960-01-01','18956234756','');

插入失败,my_contacts被locked;

UPDATE my_contacts SET gender = 'M' WHERE NAME = 'ZhangSan';

更新失败,my_contacts被locked;

INSERT INTO my_contacts (NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('WangHui','M','1990-01-01','13758694231','');

并发插入成功;

 

SELECT id, gender FROM my_contacts WHERE NAME  = 'ZhangSan';

查询当前session内的记录成功;

SELECT * FROM my_contacts WHERE NAME  = 'WangHui';

无法查询到并发插入的记录;

UPDATE my_contacts SET gender = 'M' WHERE NAME = 'LiSi';

更新操作被阻塞… …

UNLOCK TABLES;

被阻塞… …

SELECT * FROM my_contacts WHERE NAME  = 'WangHui';

查询其它session插入的记录成功

更新记录成功

 

当一个表获得READ LOCAL锁后,该线程可以对表进行查询,不能更新,插入等,但其它线程可以并发插入,(concurrent_insert=2或者concurrent_insert=1且无空洞),但不能删除和更新。

 

MyISAM的并发插入特性可用来解决对同一表查询和插入的锁争用。例如,设置concurrent_insert=2,且通过空闲时段执行OPTIMIZE TABLE语句来整理空间碎片,收回因删除记录产生的中间空洞。

 

 

 

7、MyISAM的粒调度

 

MySQL一般认为写请求比度请求更重要,所以一个进程请求某个MyISAM表的读锁,同时另一个进程也请求同一表的写锁,写进程会先获得锁,不仅如此,即使读请求先到锁等待队列,写请求后到,写锁也会插到读锁请求之前!这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因,因为,大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁,从而可能永远阻塞。这时,可以通过一些设置来调节MyISAM 的调度行为。

 

  • 通过指定启动参数low-priority-updates,使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。

  • 通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1,使该连接发出的更新请求优先级降低。

  • 通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性,降低该语句的优先级。

  • 给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值,当一个表的读锁达到这个值后,MySQL就暂时将写请求的优先级降低,给读进程一定获得锁的机会。

    需要注意的是,一些需要长时间运行的查询操作,也会使写进程“饿死”!应用中应尽量避免长时间运行的查询操作,可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”,使每一步查询都能在较短时间完成,从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免,应尽量安排在数据库空闲时段执行,比如一些定期统计可以安排在夜间执行。

     

    二、行级锁

    InnoDB与MyISAM的最大不同点是:1、支持事物(Transaction),2、支持行级锁。锁定粒度最细的一种锁,能大大减少数据库操作的冲突,由于其粒度小,加锁的开销最大。

     

    1、事物
    事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,具有四个属性,即ACID:

  • 原子性(Atomicity):对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行。

  • 一致性(Consistent):在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态。所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改,以保持数据的完整性;事务结束时,所有的内部数据结构(如B树索引、双向链表)是正确的。

  • 隔离性(Isolation):事务在不受外部并发操作影响,事务处理过程中的中间状态对外不可见,反之亦然。

  • 持久性(Durable):事务完成后,它对于数据的修改是永久的,即使出现系统故障。

     

    事务的并发执行带来的问题:

  • 更新丢失:多个事物更新同一行时,由于每个事务都不知道其他事务的存在,就会导致最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。

  • 脏读:一个事务正对一条记录进行修改,在提交事物之前,该记录的数据处于不一致状态,如果另一事物不加控制地读取同一条记录,就会读到 “脏”数据。

  • 不可重复读:一个事务读取以前读过的数据,却发现该数据已发生了改变,甚至被删除。

  • 幻读:一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据。

     

    事务的隔离性

    MyISAM不支持事物,InnoDB支持事物。定义隔离级别的语句如下:
    SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL [READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED  |REPEATABLE READ  |SERIALIZABLE ]

    查询事物的隔离级别:

    1.查看当前会话隔离级别:select @@tx_isolation;

    2.查看系统当前隔离级别:select @@global.tx_isolation;

    3.设置当前会话隔离级别:set session transaction isolatin level repeatable read;

    4.设置系统当前隔离级别:set global transaction isolation level repeatable read;

    5.命令行开始事务:set autocommit=off 或者 start transaction

    各个级别存在问题如下:

 

隔离级

脏读

不可重读

幻读

读未提交(Read uncommitted)

可能

可能

可能

读提交(Read committed)

不可能

可能

可能

可重复读(Repeatable read)

不可能

不可能

可能

可串行化(Serializable)

不可能

不可能

不可能

 

注:Oracle支持read commited、serializable以及自定义的read only;SQL Server支持以上四个以及自定义的“快照”;MySQL支持以上四个级别,默认为repeatable read。

 

 

 

Read uncommitted存在脏读

 

Session1

Session2

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;

设置为读未提交

SELECT @@session.tx_isolation,@@global.tx_isolation;

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;

设置为读未提交

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SELECT * FROM my_contacts;

 

 

INSERT  INTO my_contacts(NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('ZhaoXin','M','1990-01-01','1585652123','');

Session2插入记录,但是没有提交

SELECT * FROM my_contacts;

查询到Session2插入的记录。(脏读)

 

 

ROLLBACK; 回滚提交

COMMIT; 提交

 

 

 

 

Read uncommited不会出现脏读,但是不可重复读

 

Session1

Session2

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

设置读提交

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

设置读提交

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SELECT * FROM my_contacts;

 

 

INSERT  INTO my_contacts(NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('ZhaoXin','M','1990-01-01','1585652123','');

Session2插入记录,但是没有提交

SELECT * FROM my_contacts;

查询不到Session2 插入的记录(不存在脏读)

 

 

COMMIT; 提交,插入成功

SELECT * FROM my_contacts;

查询到Session2 插入的记录(不可重读)

 

COMMIT; 提交

 

 

 

 

Repeatable Read不存在不可重读,但存在幻读

 

Session1

Session2

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

设置重复读

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

设置重复读

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SELECT * FROM my_contacts;

 

 

INSERT  INTO my_contacts(NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('ZhaoXin','M','1990-01-01','1585652123','');

Session2插入记录,但是没有提交

SELECT * FROM my_contacts;

查询不到Session2 插入的记录(不存在脏读)

 

 

COMMIT; 提交,插入成功

SELECT * FROM my_contacts;

查询不到Session2 插入的记录(当前session内多次查询的结果保持不变,可重复读)

 

COMMIT; 提交

 

SELECT * FROM my_contacts;

查询到Session2 插入的记录

 

 

 

 

Session1

Session2

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

设置重复读

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;

设置重复读

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SELECT * FROM my_contacts;

 

 

INSERT  INTO my_contacts(id,NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES (5,'ZhaoXin','M','1990-01-01','1585652123','');

 

COMMIT; 提交,插入成功

SELECT * FROM my_contacts;

查询不到Session2 插入的记录(当前session内多次查询的结果保持不变,可重复读)

 

INSERT  INTO my_contacts(id,NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES (5,'ZhouQi','M','1990-01-01','13966623200','');

不知道id=5被session2插入记录,导致Duplicate entry '5' for key 'PRIMARY'

 

 

       Repeatable Read下的幻读现象可以用间隙锁解决,即先把某个范围内的(例如id=5)不存在的记录锁住,其它事物插入记录时就被阻塞,当前事物就可以正常插入。

 

Serializable不存在幻读,它是串行化执行读和写、写与写。

 

Session1

Session2

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

设置可串行化

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

设置可串行化

 

START TRANSACTION;

SET autocommit = 0;

开始事物

SELECT * FROM my_contacts;

 

 

INSERT  INTO my_contacts(id,NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES (5,'ZhaoXin','M','1990-01-01','1585652123','');

被阻塞… …

COMMIT;

 

 

阻塞解除

SELECT * FROM my_contacts;

被阻塞… …

 

 

COMMIT;

阻塞解除

 

 

 

 

2InnoDB的行级锁的锁模型

 

  • 共享锁(shared lock,S): SELECT ...LOCK IN SHARE MODE; 当没有其他线程对查询结果集中的任何一行使用排他锁时,可以对查询结果中的每行都加共享锁,否则会被阻塞。其他线程也可以读取使用了共享锁的表,而且这些线程读取的是同一个版本的数据,但是不能获取该数据集合的排它锁。

  • 排它锁(exclusive lock,X):SELECT ...LOCK FOR UPDATE; 当没有其他线程对查询结果集中的任何一行使用排他锁时,可以成功对查询结果中的每行都加排他锁,否则会被阻塞。获得排它锁的事务可以更新数据,而其他事务不能获取相同数据集的共享读锁和排他写锁。

  • 意向共享锁(IS):事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。

  • 意向排他锁(IX):事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。

     

    统一数据集的两个行级锁的兼容性:

 

 

S

IS

X

IX

S

兼容

兼容

冲突

冲突

IS

 

兼容

冲突

兼容

X

 

 

冲突

冲突

IX

 

 

 

兼容

 

 

 

InnoDB共享锁的例子

 

Session1

Session2

alter table my_contacts engine=innodb;

SET autocommit = 0;

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2;

SET autocommit = 0;

 SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2;

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2 LOCK IN SHARE MODE;  加共享锁成功

 

 

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2 LOCK IN SHARE MODE;

加共享锁成功

INSERT  INTO my_contacts(NAME,gender,birthday,phone,information) VALUES ('ZhouLiang','F','1990-01-01','13645685552','');

插入数据(没有被锁住)成功

UPDATE my_contacts SET  gender='M' WHERE id = 2;

更行数据(被锁住),等待

 

 

UPDATE my_contacts SET  gender='M' WHERE id = 2;

更新数据(被锁住),造成死锁,执行失败,释放锁

获得锁后更行成功

 

 

 

 

InnoDB排它锁的例子

 

Session1

Session2

SET autocommit = 0;

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2;

SET autocommit = 0;

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2;

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2 FOR UPDATE;

 申请排它锁成功

 

 

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2;查询成功;可以查询,更新、加锁会阻塞

SELECT * FROM my_contacts WHERE id=2 LOCK IN SHARE MODE; 加共享锁,阻塞… …

UPDATE my_contacts SET  gender='M' WHERE id = 2;

更新操作,成功

 COMMIT; 释放锁

 

 

阻塞解除,添加共享锁成功

 

 

 

3、InnoDB行级锁争用情况

 

mysql> show status like 'innodb_row_lock%';

 

如果发现锁争用比较严重,如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高,还可以通过设置InnoDB Monitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等,并分析锁争用的原因。

 

mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;

 

mysql> Show innodb status\G;

 

停止监视器:mysql> DROP TABLE innodb_monitor;

 

在SHOW INNODB STATUS的显示内容中,会有详细的当前锁等待的信息,包括表名、锁类型、锁定记录的情况等,便于进行进一步的分析。长时间打开打开监视器会导致.err文件变得非常大,所以确认问题原因后,要记得删除监控表以关闭监视器。

 

 

 

4、InnoDB行级锁的实现方式

 

InnoDB行锁是通过给索引项加锁来实现的,这一点与Oracle不同,Oracle是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特点意味着:只有通过索引条件检索数据,InnoDB才使用行级锁,否则,InnoDB将使用表锁!在实际应用中,要特别注意InnoDB行锁的这一特性,不然的话,可能导致大量的锁冲突,从而影响并发性能。

 

 

 

Session1

Session2

CREATE TABLE tab_no_index(id INT,NAME VARCHAR(10)) ENGINE=INNODB;

INSERT INTO tab_no_index VALUES(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4');

创建无索引表

SET autocommit=0;

SELECT * FROM tab_no_index WHERE id = 1 ;

SET autocommit=0;

SELECT * FROM tab_no_index WHERE id = 2;

SELECT * FROM tab_no_index WHERE id = 1 FOR UPDATE;

对id=1设置行级锁,由于无索引,导致实际上设置了表级锁

 

 

SELECT * FROM tab_no_index WHERE id = 2 FOR UPDATE;

被阻塞了… … 

 

 

 

Session1

Session2

CREATE TABLE tab_with_index(id INT,NAME VARCHAR(10)) ENGINE=INNODB;

ALTER TABLE tab_with_index ADD INDEX id(id);

INSERT INTO tab_with_index VALUES(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4');

创建有索引表

SET autocommit=0;

SELECT * FROM tab_with_index WHERE id = 1 ;

SET autocommit=0;

SELECT * FROM tab_with_index WHERE id = 2;

SELECT * FROM tab_with_index WHERE id = 1 FOR UPDATE;

对id=1设置行级锁,设置成功

 

 

SELECT * FROM tab_with_index WHERE id = 2 FOR UPDATE;

对id=2申请行级锁成功

 

 

 

由于MySQL的行锁是针对索引加的锁,不是针对记录加的锁,所以虽然是访问不同行的记录,但是如果是使用相同的索引键,是会出现锁冲突的。

 

Session1

Session2

insert into tab_with_index  values(1,'4');

set  autocommit=0;

set  autocommit=0;

select * from tab_with_index where id = 1 and name = '1' for update;

申请行级锁成功,id有索引,name没有索引

 

 

SELECT * FROM tab_with_index WHERE id = 1 AND NAME = '4' FOR UPDATE;

尽管查询的行记录与session1中的不同,但是使用了相同的索引,所以需要等待,阻塞… …

 

 

 

当表有多个索引(无论是主键索引、唯一索引或普通索引)的时候,不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行。

 

Session1

Session2

alter table tab_with_index add index name(name);

id和name均有索引

set  autocommit=0;

set  autocommit=0;

select * from tab_with_index where id = 1 for update;

申请行级锁成功,(1,’1’),(1,’4’)被锁定,即id=1,name=’1’,name=’4’被锁定

 

 

select * from tab_with_index where name = '2' for update;

name=’2’没有被锁定,申请排它锁成功

 

SELECT * FROM tab_with_index WHERE id=4 AND NAME = '4' FOR UPDATE;

尽管查询的记录中与session1的记录无交集,但是name=’4’被锁定了,阻塞… …

 

是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的,如果MySQL认为全表扫描效率更高,比如对一些很小的表,它就不会使用索引,这种情况下InnoDB将使用表锁,而不是行锁。因此,在分析锁冲突时,别忘了通过用explain检查SQL的执行计划,以确认是否真正使用了索引。

 

ALTER TABLE tab_no_index ADD INDEX NAME(NAME);

 

EXPLAIN SELECT * FROM tab_no_index WHERE NAME = 1;  #有索引,但是没有使用

 

 

EXPLAIN SELECT * FROM tab_with_index WHERE NAME = '1'; #使用了索引

 

 

 

 

5、间隙锁(Next-Key

 

当使用范围条件而不是相等条件检索数据,并请求共享或排他锁时,InnoDB不仅会给符合条件的记录的索引项加锁,而且还会对键值在条件范围内但并不存在的记录加锁,这种锁机制叫间隙锁(Next-Key锁)。例如,Select * from my_contacts where id > 5 for update;会将id>5的所有记录(即使不存在)加锁。

 

InnoDB使用间隙锁的目的,一是为了防止幻读,以满足相关隔离级别的要求,如果上面的select语句不使用间隙锁,如果其他事务插入id大于5的记录,那么本事务如果再次执行上述语句,就会发生幻读;另一方面是为了满足其恢复和复制的需要。

 

显然,使用范围条件检索并锁定记录时,间隙锁会阻塞符合条件范围内键值的并发插入,这往往会造成严重的锁等待。因此,在实际应用开发中,尽量避免使用范围条件.

 

 

 

Session1

Session2

select @@tx_isolation; 隔离级别为REPEATABLE-READ

set autocommit = 0;

select @@tx_isolation; 隔离级别为REPEATABLE-READ

set autocommit = 0;

select * from temp where id = 6 for update;

当前没有id=6的记录,但是该不存在的记录仍然被锁住

 

 

insert into temp(id,...) values(6,...);

阻塞… …

rollback;

 

 

Session1回退后释放了Next-Key锁,当前session获得锁并成功插入记录

 

 

 

恢复和复制对InnoDB锁机制的影响MySQL

 

通过BINLOG录执行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新数据的SQL语句,并由此实现MySQL数据库的恢复和主从复制。MySQL的恢复是SQL语句级的,也就是重新执行BINLOG中的SQL语句。MySQL的Binlog是按照事务提交的先后顺序记录的,恢复也是按这个顺序进行的。由此可知,MySQL的恢复机制要求:在一个事务未提交前,其他并发事务不能插入满足其锁定条件的任何记录(不允许出现幻读)。这也是许多情况下,无论在Read Commited或是Repeatable Read隔离级别下,InnoDB都要使用间隙锁。

 

另外,对于“insert  into target_tab select * from source_tab where ...”和“create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...(CTAS)”这种SQL语句,用户并没有对source_tab做任何更新操作,但MySQL对这种SQL语句做了特别处理。

 

 

 

Session1

Session2

mysql> set autocommit = 0;

mysql> select * from target_tab;

 mysql> select * from source_tab where name = '1';

mysql> set autocommit = 0;

mysql> select * from target_tab;

mysql> select * from source_tab where name = '1';

insert into target_tab select d1,name from source_tab where name = '1';

 

 

update source_tab set name = '1' where name = '8';

等待… …  因为source_table被session1锁住了

commit;

 

 

commit;

 

 

 

这里InnoDB给source_tab加了共享锁,为什么要这么做呢?其原因是为了保证恢复和复制的正确性。因为不加锁的话,如果在上述语句执行过程中,其他事务对source_tab做了更新操作,就可能导致数据恢复的结果错误。

 

为了演示这一点,重复一下前面的例子,不同的是在session1执行事务前,先将系统变量 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值设置为“on”(其默认值为off),这时执行update source_tab set name = '1' where name = '8'时不会被锁住。最后执行的结果是:source_tab的内容update了,target_tab插入update前的内容,(也就是所期望的先执行session1的insert,后执行session2的update)。分析binlog发现update语句在insert前执行,如果按照binlog恢复数据,那么恢复的数据与实际应用不符。

 

这也就是为什么没有使用MySQL的多版本数据一致性读技术,而是用共享锁锁住source_tab。

 

附注:一致性读是相对于脏读而言的,如果查询一个有10000条记录的表T需要10min,在9:00读表T,9:10返回结果,但是9:05的时候另外一个事物删除了表T的一条记录,那么当前事物的查询结果是10000条记录还是9999条记录呢?如果是9999条,则发生了脏读,如果是10000条,则发生了一致性读。

 

INSERT...SELECT... CREATE TABLE...SELECT...语句,可能会阻止对源表的并发更新,造成对源表锁的等待。如果查询比较复杂的话,会造成严重的性能问题,在应用中应尽量避免使用。如果必须要实现这样的逻辑,要么牺牲binlog的恢复数据,要么组合间接实现该逻辑。

 

 

 

InnoDB存储引擎中不同SQL在不同隔离级别下锁比较

 

 

Read Uncommited

Read Commited

Repeatable Read

Serializable

SQL

条件

 

 

 

 

select

相等

None locks

Consisten read/None lock

Consisten read/None lock

Share locks

范围

None locks

Consisten read/None lock

Consisten read/None lock

Share Next-Key

update

相等

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

Exclusive locks

范围

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

Insert

N/A

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

replace

无键冲突

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

键冲突

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

delete

相等

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

范围

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

Select ... from ... Lock in share mode

相等

Share locks

Share locks

Share locks

Share locks

范围

Share locks

Share locks

Share Next-Key

Share Next-Key

Select * from ... For update

相等

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

范围

exclusive locks

Share locks

exclusive next-key

exclusive next-key

Insert into ... Select ...

(指源表锁)

innodb_locks_unsafe_for_binlog=off

Share Next-Key

Share Next-Key

Share Next-Key

Share Next-Key

innodb_locks_unsafe_for_binlog=on

None locks

Consisten read/None lock

Consisten read/None lock

Share Next-Key

create table ... Select ...

(指源表锁)

innodb_locks_unsafe_for_binlog=off

Share Next-Key

Share Next-Key

Share Next-Key

Share Next-Key

innodb_locks_unsafe_for_binlog=on

None locks

Consisten read/None lock

Consisten read/None lock

 

 

 

 

对于许多SQL,隔离级别越高,InnoDB给记录集加的锁就越严格(尤其是使用范围条件的时候),产生锁冲突的可能性也就越高,从而对并发性事务处理性能的影响也就越大。因此,应该尽量使用较低的隔离级别,以减少锁争用的机率。实际上,通过优化事务逻辑,大部分应用使用Read Commited隔离级别就足够了。对于一些确实需要更高隔离级别的事务,可以通过在程序中执行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE动态改变隔离级别的方式满足需求。

 

 

 

6、什么时候使用表锁

 

对于InnoDB表,在绝大部分情况下都应该使用行级锁,因为事务和行锁往往是我们之所以选择InnoDB表的理由。但在个别特殊事务中,也可以考虑使用表级锁。

 

1、事务需要更新大部分或全部数据,表又比较大,如果使用默认的行锁,不仅这个事务执行效率低,而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突,这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度。

 

2、事务涉及多个表,比较复杂,很可能引起死锁,造成大量事务回滚。这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表,从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销。

 

当然,应用中这两种事务不能太多,否则,就应该考虑使用MyISAM表了。

 

在InnoDB下,使用表锁要注意以下两点。

 

1、使用LOCK TABLES虽然可以给InnoDB加表级锁,但必须说明的是,表锁不是由InnoDB存储引擎层管理的,而是由其上一层──MySQL Server负责的。仅当autocommit=0、innodb_table_locks=1(默认设置)时,InnoDB才能自动识别涉及表级锁的死锁;。

 

2、用 LOCK TABLES对InnoDB表加锁时,要将AUTOCOMMIT设为0,否则MySQL不会给表加锁; COMMIT或ROLLBACK并不能释放用LOCK TABLES加的表级锁,必须用UNLOCK TABLES释放表锁。正确的方式见如下语句:

 

SET AUTOCOMMIT=0;

 

LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;

 

[do something with tables t1 and t2 here];

 

COMMIT;

 

UNLOCK TABLES;

 

 

 

7、关于死锁

 

MyISAM总是一次获得所需的全部锁,要么全部满足,要么等待,因此不会出现死锁。

 

InnoDB中,除单个SQL组成的事务外,锁是逐步获得的,了在InnoDB中发生死锁是可能的。

 

 

 

Session1

Session2

mysql> set autocommit = 0;

mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;

mysql> set autocommit = 0;

mysql> select * from table_2 where id=1 for update;

select * from table_2 where id =1 for update;

因Session2已取得排他锁,等待

 

 

mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;

死锁

 

 

 

在上面的例子中,两个事务都需要获得对方持有的排他锁才能继续完成事务,这种循环锁等待就是典型的死锁。发生死锁后,InnoDB一般都能自动检测到,并使一个事务释放锁并回退,另一个事务获得锁,继续完成事务。但在涉及外部锁或表锁的情况下,InnoDB并不能完全自动检测到死锁,这需要设置锁等待超时参数 innodb_lock_wait_timeout来解决。但是如果有大量事物,仍然会造成挂死,拖累性能。

 

通常来说,死锁都是应用设计的问题,通过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小,以及访问数据库的SQL语句,绝大部分死锁都可以避免。

 

1、如果不同的程序会并发存取多个表,应尽量约定以相同的顺序来访问表,这样可以大大降低产生死锁的机会。

 

2、批量方式处理数据时,如果事先对数据排序,保证每个线程按固定的顺序来处理记录,也可以大大降低出现死锁的可能。

 

 

 

session1

session2

mysql> set autocommit=0;

mysql> set autocommit=0;

mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update;

 

 

mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update;

mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update;

等待

 

 

mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update;

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

等待解除

 

 

 

 

3、在事务中,如果要更新记录,应该直接申请足够级别的锁,即排他锁,而不应先申请共享锁,更新时再申请排他锁。

 

4、在REPEATABLE-READ隔离级别下,如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...FOR UPDATE加排他锁,在没有符合该条件记录情况下,两个线程都会加锁成功。程序发现记录尚不存在,就试图插入一条新记录,如果两个线程都这么做,就会出现死锁。这种情况下,将隔离级别改成READ COMMITTED,就可避免问题。

 

 

 

session1

session2

mysql> select @@tx_isolation;

| REPEATABLE-READ |

mysql> set autocommit = 0;

mysql> select @@tx_isolation;

| REPEATABLE-READ |

mysql> set autocommit = 0;

对不存在的记录加排它锁成功

mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;

 

 

对不存在的记录加排它锁成功

mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;

因为其他session也对该记录加了锁,所以当前的插入会等待:

mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');

 

 

 

mysql> insert into actor (actor_id, first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

插入成功

 

 

 

 

5、当隔离级别为READ COMMITTED时,如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE,判断是否存在符合条件的记录,如果没有,就插入记录。此时,只有一个线程能插入成功,另一个线程会出现锁等待,当第1个线程提交后,第2个线程会因主键重出错,但虽然这个线程出错了,却会获得一个排他锁!这时如果有第3个线程又来申请排他锁,也会出现死锁。

 

对于这种情况,可以直接做插入操作,然后再捕获主键重异常,或者在遇到主键重错误时,总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁

 

 

 

Session1

Session2

Session3

mysql> select @@tx_isolation;

| READ-COMMITTED |

mysql> set autocommit=0;

mysql> select @@tx_isolation;

| READ-COMMITTED |

mysql> set autocommit=0;

mysql> select @@tx_isolation;

| READ-COMMITTED |

mysql> set autocommit=0;

mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;

空记录

mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;

空记录

 

mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');

成功插入

 

 

 

mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');

等待锁

 

mysql> commit;

 

 

 

Session2获得锁,发现插入记录主键重,这个时候抛出了异常,但是并没有释放锁:

mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');

ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '201' for key 'PRIMARY'

 

 

 

Session3申请获锁,因为session_2已经锁定该记录,所以session_3需要等待:

mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;

等待

 

这个时候,如果Session2直接对记录进行更新操作,则会抛出死锁的异常:

mysql> update actor set last_name='Lan' where actor_id = 201;

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

 

 

 

Session2释放锁后,Session3获得锁:

mysql> select first_name, last_name from actor where actor_id = 201 for update;

 

 

 

尽管通过上面介绍的设计和SQL优化等措施,可以大大减少死锁,但死锁很难完全避免。因此,在程序设计中总是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。

 

如果出现死锁,可以用SHOW INNODB STATUS命令来确定最后一个死锁产生的原因。返回结果中包括死锁相关事务的详细信息,如引发死锁的SQL语句,事务已经获得的锁,正在等待什么锁,以及被回滚的事务等。据此可以分析死锁产生的原因和改进措施。

 

 

 

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