MySQL鎖機制

時間 2019-11-07

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進一步學習MySQL

爲何要學習鎖機制

鎖是計算機協調多個進程或線程併發訪問某一資源的機制。html

由於數據也是一種供許多用戶共享的資源，如何保證數據併發訪問的一致性、有效性是全部數據庫必須解決的一個問題，鎖衝突也是影響數據庫併發訪問性能的一個重要因素，因此進一步學習MySQL，就須要去了解它的鎖機制。mysql

本文主要記錄學習了 MyISAM 和 InnoDB 這兩個存儲引擎，並且更加關注的是 InnoDB（由於常常用😁）git

MySQL鎖概述：

相對其餘數據庫而言，MySQL 的鎖機制比較簡單，其最顯著的特色是不一樣的存儲引擎支持不一樣的鎖機制。好比，MyISAM和MEMORY存儲引擎採用的是表級鎖（table-level locking）；BDB存儲引擎採用的是頁面鎖（page-level locking），但也支持表級鎖；InnoDB存儲引擎既支持行級鎖（row-level locking），也支持表級鎖，但默認狀況下是採用行級鎖。 MySQL這3種鎖的特性可大體概括以下。github

開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、併發性能 ①：表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定粒度大，發生鎖衝突的機率最高,併發度最低。spring

②：行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度最小，發生鎖衝突的機率最低,併發度也最高。sql

③：頁面鎖：開銷和加鎖時間界於表鎖和行鎖之間；會出現死鎖；鎖定粒度界於表鎖和行鎖之間，併發度通常。數據庫

從上述特色可見，很難籠統地說哪一種鎖更好，只能就具體應用的特色來講哪一種鎖更合適！僅從鎖的角度來講：表級鎖更適合於以查詢爲主，只有少許按索引條件更新數據的應用，如Web應用；而行級鎖則更適合於有大量按索引條件併發更新少許不一樣數據，同時又有併發查詢的應用，如一些在線事務處理（OLTP）系統。因爲BDB已經被InnoDB取代，即將成爲歷史（因此如今基本都在使用InnoDB存儲引擎）。session

MyISAN存儲引擎

MyISAM 存儲引擎只支持表鎖，這也是 MySQL 開始幾個版本中惟一支持的鎖類型。數據結構

MySQL表級鎖

查詢表鎖爭用狀況

mysql> show status like 'table%';
+----------------------------+-------+
| Variable_name              | Value |
+----------------------------+-------+
| Table_locks_immediate      | 4     |
| Table_locks_waited         | 0     |
| Table_open_cache_hits      | 4     |
| Table_open_cache_misses    | 8     |
| Table_open_cache_overflows | 0     |
+----------------------------+-------+
5 rows in set (0.00 sec)
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若是 Table_locks_waited 的值比較高，則說明存在着較嚴重的表級鎖爭用狀況。併發

MySQL的表級鎖的兩種模式

表共享讀鎖（Table Read Lock）
表獨佔寫鎖（Table Write Lock）

MySQL中的表鎖兼容性：

請求鎖模式矩陣結果表示是否兼容當前鎖模式	None	讀鎖	寫鎖
讀鎖	是	是	否
寫鎖	是	否	否

也就是說，在MyISAM讀模式下，不會阻塞其它用戶的同一表讀操做，可是會阻塞寫操做；而在寫模式下，會同時阻塞其它用戶同一表的讀寫操做。

測試MyISAM的寫鎖模式

新建一個user表，引擎是MyISAM：

mysql> desc user;
+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+
| Field   | Type        | Null | Key | Default | Extra          |
+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+
| id      | int(11)     | NO   | PRI | NULL    | auto_increment |
| name    | varchar(20) | YES  |     | NULL    |                |
| age     | int(3)      | YES  |     | NULL    |                |
| address | varchar(60) | YES  |     | NULL    |                |
+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+
4 rows in set (0.01 sec)
複製代碼

session A	session B
得到user表的鎖鎖定 mysql> lock table user write; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql>select * from user; Empty set (0.00 sec) mysql> insert into user(id, name, age, address) values(1, 'test', 18, 'test address'); Query OK,1 row affected (0.02 sec)
	mysql> select * from user\G 被阻塞了，一直卡住在這，沒有返回結果
mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)	等待
	mysql> select * from user\G ********** name: test age: 18 address: test address 1 row in set (5 min 29.61 sec)

能夠看出，經過lock table user write將user表鎖住後，其它用戶進行對該表操做時，都會被阻塞。

測試MyISAM讀鎖

在用LOCK TABLES給表顯式加表鎖時，必須同時取得全部涉及到表的鎖，而且MySQL不支持鎖升級。也就是說，在執行LOCK TABLES後，只能訪問顯式加鎖的這些表，不能訪問未加鎖的表；同時，若是加的是讀鎖，那麼只能執行查詢操做，而不能執行更新操做。其實，在自動加鎖的狀況下也基本如此，MyISAM老是一次得到SQL語句所須要的所有鎖。這也正是MyISAM表不會出現死鎖（Deadlock Free）的緣由。

session A	session B
得到user表的讀鎖定 mysql> lock table user read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
	mysql> select * from user where id = 1 \G 中從查詢速度中能夠看出，sessionB並無被阻塞 1 row in set (0.00 sec)
因爲沒有獲取order表的讀鎖定，因此不能查詢order表 mysql> select * from `order`; ERROR 1100 (HY000): Table 'order' was not locked with LOCK TABLES	可是session B能夠訪問oder表，不阻塞 mysql> select * from `order`; Empty set (0.00 sec)
得到讀鎖定時，不能進行寫操做 mysql> update user set name = 'wahaha' where id = 1; ERROR 1099 (HY000): Table 'user' was locked with a READ lock and can't be updated	其它session進行更新操做時，會被阻塞 mysql> update user set name = 'wahaha' where id = 1; 等待ing
釋放鎖 mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)	等待
	mysql> update user set name = 'wahaha' where id = 1; Query OK, 1 row affected (1 min 6.43 sec)

MyISAM支持併發插入

MyISAM表的讀和寫是串行的，但這是就整體而言的。在必定條件下，MyISAM表也支持查詢和插入操做的併發進行。MyISAM存儲引擎有一個系統變量concurrent_insert，專門用以控制其併發插入的行爲，其值分別能夠爲0、1或2。

當concurrent_insert設置爲0時，不容許併發插入。
當concurrent_insert設置爲1時，若是MyISAM表中沒有空洞（即表的中間沒有被刪除的行），MyISAM容許在一個進程讀表的同時，另外一個進程從表尾插入記錄。這也是MySQL的默認設置。
當concurrent_insert設置爲2時，不管MyISAM表中有沒有空洞，都容許在表尾併發插入記錄。

MyISAM的鎖調度

MyISAM存儲引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的，讀寫操做是串行的。但它認爲寫鎖的優先級比讀鎖高，因此即便讀請求先到鎖等待隊列，寫請求後到，寫鎖也會插到讀鎖請求以前！這也正是MyISAM表不太適合於有大量更新操做和查詢操做應用的緣由，由於，大量的更新操做會形成查詢操做很難得到讀鎖，從而可能永遠阻塞。能夠經過一些設置來調節MyISAM的調度行爲。

經過指定啓動參數low-priority-updates，使MyISAM引擎默認給予讀請求以優先的權利。
經過執行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該鏈接發出的更新請求優先級下降。
經過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性，下降該語句的優先級。

雖然上面3種方法都是要麼更新優先，要麼查詢優先的方法，但仍是能夠用其來解決查詢相對重要的應用（如用戶登陸系統）中，讀鎖等待嚴重的問題。另外，MySQL也提供了一種折中的辦法來調節讀寫衝突，即給系統參數max_write_lock_count設置一個合適的值，當一個表的讀鎖達到這個值後，MySQL就暫時將寫請求的優先級下降，給讀進程必定得到鎖的機會。上面已經討論了寫優先調度機制帶來的問題和解決辦法。這裏還要強調一點：一些須要長時間運行的查詢操做，也會使寫進程「餓死」！所以，應用中應儘可能避免出現長時間運行的查詢操做，不要總想用一條SELECT語句來解決問題，由於這種看似巧妙的SQL語句，每每比較複雜，執行時間較長，在可能的狀況下能夠經過使用中間表等措施對SQL語句作必定的「分解」，使每一步查詢都能在較短期完成，從而減小鎖衝突。若是複雜查詢不可避免，應儘可能安排在數據庫空閒時段執行，好比一些按期統計能夠安排在夜間執行。

InnoDB

InnoDB與MyISAM的最大不一樣有兩點：一是支持事務（TRANSACTION）；二是採用了行級鎖。行級鎖與表級鎖原本就有許多不一樣之處，另外，事務的引入也帶來了一些新問題。

事務概念

學習Spring的時候，通常經過註解@Transitional就能啓動spring的事務管理，在MySQL中也一樣支持事務的四個原則ACID：

A(Atomicity)原子性: 事務是一個原子操做單元，其對數據的修改，要麼全都執行，要麼全都不執行。
C(Consistent)一致性： 在事務開始和完成時，數據都必須保持一致狀態。這意味着全部相關的數據規則都必須應用於事務的修改，以保持數據的完整性；事務結束時，全部的內部數據結構（如B樹索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。
I(Isolation)隔離性： 數據庫系統提供必定的隔離機制，保證事務在不受外部併發操做影響的「獨立」環境執行。這意味着事務處理過程當中的中間狀態對外部是不可見的，反之亦然。
D(Durable)持久性： 事務完成以後，它對於數據的修改是永久性的，即便出現系統故障也可以保持。

併發事務處理帶來的問題

相對於串行處理來講，併發事務處理能大大增長數據庫資源的利用率，提升數據庫系統的事務吞吐量，從而能夠支持更多的用戶。但併發事務處理也會帶來一些問題，主要包括如下幾種狀況。

更新丟失（Last update）：A和B同時對一行數據進行處理，A修改後進行保存，而後B修改後進行保存，這樣A的更新被覆蓋了，至關於發生丟失更新的問題。因此能夠在A事務未結束前，B不能訪問該記錄，這樣就能避免更新丟失的問題。
髒讀（Dirty Reads）：A事務在對一條記錄作修改，但還未提交，這條記錄處於不一致的狀態；這時，B事務也來讀同一條記錄，這時若是沒有加控制，B讀了未修改前的數據，並根據該數據進行進一步處理，就會產生未提交的數據依賴關係。這種現象叫作「髒讀」
不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：B事務在讀取某些數據後的某個時間，再次讀取之前讀過的數據，卻發現其讀出的數據已經發生了改變（被更新或者刪除了，例如A事務修改了）。這種現象叫作「不可重複讀」。
幻讀（Phantom Reads)：A事務按照相同查詢條件，從新讀取以前檢索過得內容，卻發現其它事務插入或修改其查詢條件的新數據，這種現象就叫」幻讀「。

事務的隔離級別

數據庫的事務隔離越嚴格，併發反作用越小，但付出的代價也就越大，由於事務隔離實質上就是使事務在必定程度上「串行化」進行，這顯然與「併發」是矛盾的。同時，不一樣的應用對讀一致性和事務隔離程度的要求也是不一樣的，好比許多應用對「不可重複讀」和「幻讀」並不敏感，可能更關心數據併發訪問的能力。

4種隔離級別比較

讀數據一致性及容許的併發反作用隔離級別	讀數據一致性	髒讀	不可重複讀	幻讀
未提交讀（Read uncommitted)	最低級別，只能保證不讀取物理上損害的數據	是	是	是
已提交讀（Read committed）	語句級	否	是	是
可重複讀（Repeatable read）	事務級	否	否	是
可序列化（Serializable）	最高級別，事務級	否	否	否

獲取InnoDB行鎖爭用狀況

檢查InnoDB_row_lock狀態變量來分析：

mysql> show status like 'InnoDB_row_lock%';
+-------------------------------+-------+
| Variable_name                 | Value |
+-------------------------------+-------+
| Innodb_row_lock_current_waits | 0     |
| Innodb_row_lock_time          | 0     |
| Innodb_row_lock_time_avg      | 0     |
| Innodb_row_lock_time_max      | 0     |
| Innodb_row_lock_waits         | 0     |
+-------------------------------+-------+
5 rows in set (0.00 sec)
複製代碼

若是InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比較高，表示鎖爭用狀況比較嚴重。

InnoDB的行鎖模式以及加鎖方法

InnoDB實現了一下兩種類型的行鎖：

共享鎖(S)：容許一個事務去多一行，阻止其它事務得到相同數據集的排他鎖。
排他鎖(X): 容許得到排他鎖的事務更新數據，阻止其它事務得到相同數據集的共享鎖和排他寫鎖。

另外，爲了容許行鎖和表鎖共存，實現多粒度鎖機制，InnoDB還有兩種內部使用的意向鎖（Intention Locks），這兩種意向鎖都是表鎖。（感受與MyISAM的表鎖機制相似）

意向共享鎖（IS）：事務打算給數據行加行共享鎖，事務在給一個數據行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
意向排他鎖（IX）：事務打算給數據行加行排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。

InnoDB行鎖模式兼容性列表:

請求鎖模式矩陣結果表示是否兼容當前鎖模式	X	IX	S	IS
X	衝突	衝突	衝突	衝突
IX	衝突	兼容	衝突	兼容
S	衝突	衝突	兼容	兼容
IS	衝突	兼容	兼容	兼容

若是一個事務請求的鎖模式與當前的鎖兼容，InnoDB就將請求的鎖授予該事務；反之，若是二者不兼容，該事務就要等待鎖釋放。意向鎖是InnoDB自動加的；對於UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給設計數據集加排他鎖（X）；對於普通的SELECT語句，InnoDB不會加鎖。能夠經過如下語句顯示給記錄集加共享鎖或排他鎖：

共享鎖（S）：SELECT * FROM TABLE_NAME WHERE ... LOCK IN SHARE MODE.
排他鎖（X）：SELECT * FROM TABLE_NAME WHERE ... FOR UPDATE.

用SELECT ... IN SHARE MODE得到共享鎖，主要用在須要數據依存關係時來確認某行記錄是否存在，並確保沒有人對這個記錄進行UPDATE或者DELETE操做。可是若是當前事務也須要對該記錄進行更新操做，則頗有可能形成死鎖，對於鎖定行記錄後須要進行更新操做的應用，應該使用SELECT... FOR UPDATE方式得到排他鎖。

因此在使用共享鎖模式下，查詢完數據後不要進行更新操做，否則又可能會形成死鎖；要更新數據，應該使用排他鎖模式。

InnoDB行鎖實現方式

InnoDB行鎖是經過給索引上的索引項加鎖來實現的，這一點MySQL與Oracle不一樣，後者是經過在數據塊中對相應數據行加鎖來實現的。InnoDB這種行鎖實現特色意味着：只有經過索引條件檢索數據，InnoDB才使用行級鎖，不然，InnoDB將使用表鎖！(這個問題遇到過，因爲沒加索引，行鎖變表鎖）

在不經過索引條件查詢的時候，InnoDB確實使用的是表鎖，而不是行鎖。
因爲MySQL的行鎖是針對索引加的鎖，不是針對記錄加的鎖，因此雖然是訪問不一樣行的記錄，可是若是是使用相同的索引鍵，是會出現鎖衝突的。
當表有多個索引的時候，不一樣的事務可使用不一樣的索引鎖定不一樣的行，另外，不管是使用主鍵索引、惟一索引或普通索引，InnoDB都會使用行鎖來對數據加鎖。
即使在條件中使用了索引字段，可是否使用索引來檢索數據是由MySQL經過判斷不一樣執行計劃的代價來決定的，若是MySQL認爲全表掃描效率更高，好比對一些很小的表，它就不會使用索引，這種狀況下InnoDB將使用表鎖，而不是行鎖。

能夠經過explain執行計劃查看是否真正使用了索引。

間隙鎖（Next-key鎖）

當咱們用範圍條件而不是相等條件檢索數據，並請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有數據記錄的索引項加鎖；對於鍵值在條件範圍內但並不存在的記錄，叫作「間隙（GAP)」，InnoDB也會對這個「間隙」加鎖，這種鎖機制就是所謂的間隙鎖（Next-Key鎖）。

舉個🌰：

假如emp表中只有101條記錄，其id的值從1~101，下面的sql： select * from emp where id > 100 for update; 是範圍條件查詢，InnoDB不只會對符合條件的id值爲101的記錄加鎖，也會對id大於101（並不存在的值）的「間隙」加鎖。

結論：

很顯然，在使用範圍條件檢索並鎖定記錄時，InnoDB這種加鎖機制會阻塞符合條件範圍內鍵值的併發插入，這每每會形成嚴重的鎖等待。所以，在實際應用開發中，尤爲是併發插入比較多的應用，咱們要儘可能優化業務邏輯，儘可能使用相等條件來訪問更新數據，避免使用範圍條件。

關於死鎖（DeadLock)

上面知識點說過，MyISAM表鎖是deadlock free的，這是由於MyISAM老是一次得到所需的所有鎖，要麼所有知足，要麼等待，所以不會出現死鎖。但在InnoDB中，除單個SQL組成的事務外，鎖是逐步或得的，因此InnoDB發生死鎖是可能的。

舉個🌰：

session A	session B
mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; ... 作一些其餘處理...	mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_2 where id=1 for update; ...
select * from table_2 where id =1 for update; 因session_2已取得排他鎖，等待	作一些其餘處理...
	mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; 死鎖

也就是咱們死鎖產生的條件，互相持有資源不釋放，還有環形等待。

發生死鎖後，InnoDB通常都能自動檢測到，並使一個事務釋放鎖並回退，另外一個事務得到鎖，繼續完成事務。但在涉及外部鎖，或涉及表鎖的狀況下，InnoDB並不能徹底自動檢測到死鎖，這須要經過設置鎖等待超時參數 innodb_lock_wait_timeout來解決。須要說明的是，這個參數並非只用來解決死鎖問題，在併發訪問比較高的狀況下，若是大量事務因沒法當即得到所需的鎖而掛起，會佔用大量計算機資源，形成嚴重性能問題，甚至拖跨數據庫。咱們經過設置合適的鎖等待超時閾值，能夠避免這種狀況發生。

避免死鎖的方法

在應用中，若是不一樣的程序會併發存取多個表，應儘可能約定以相同的順序來訪問表，這樣能夠大大下降產生死鎖的機會。在下面的例子中，因爲兩個session訪問兩個表的順序不一樣，發生死鎖的機會就很是高！但若是以相同的順序來訪問，死鎖就能夠避免。
在程序以批量方式處理數據的時候，若是事先對數據排序，保證每一個線程按固定的順序來處理記錄，也能夠大大下降出現死鎖的可能。
在事務中，若是要更新記錄，應該直接申請足夠級別的鎖，即排他鎖，而不該先申請共享鎖，更新時再申請排他鎖，由於當用戶申請排他鎖時，其餘事務可能又已經得到了相同記錄的共享鎖，從而形成鎖衝突，甚至死鎖。
在REPEATABLE-READ隔離級別下，若是兩個線程同時對相同條件記錄用SELECT...FOR UPDATE加排他鎖，在沒有符合該條件記錄狀況下，兩個線程都會加鎖成功。程序發現記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，若是兩個線程都這麼作，就會出現死鎖。這種狀況下，將隔離級別改爲READ COMMITTED，就可避免問題。
當隔離級別爲READ COMMITTED時，若是兩個線程都先執行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，若是沒有，就插入記錄。此時，只有一個線程能插入成功，另外一個線程會出現鎖等待，當第1個線程提交後，第2個線程會因主鍵重出錯，但雖然這個線程出錯了，卻會得到一個排他鎖！這時若是有第3個線程又來申請排他鎖，也會出現死鎖。
- 對於這種狀況，能夠直接作插入操做，而後再捕獲主鍵重異常，或者在遇到主鍵重錯誤時，老是執行ROLLBACK釋放得到的排他鎖