MySQL詳解－－鎖，事務

時間  2019-11-11
標籤 mysql 詳解 事務 欄目 MySQL 简体版
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http://blog.csdn.net/xifeijian/article/details/20313977mysql

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。在數據庫中，除傳統的計算資源（如CPU、RAM、I/O等）的爭用之外，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。從這個角度來講，鎖對數據庫而言顯得尤爲重要，也更加複雜。本章咱們着重討論MySQL鎖機制的特色，常見的鎖問題，以及解決MySQL鎖問題的一些方法或建議。
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。
開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、併發性能
l         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。
l         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。
l         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。
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。這一點在本書的「開發篇」介紹表類型的選擇時，也曾提到過。下面幾節咱們重點介紹MySQL表鎖和 InnoDB行鎖的問題，因爲BDB已經被InnoDB取代，即將成爲歷史，在此就不作進一步的討論了。

 
MyISAM表鎖
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。隨着應用對事務完整性和併發性要求的不斷提升，MySQL纔開始開發基於事務的存儲引擎，後來慢慢出現了支持頁鎖的BDB存儲引擎和支持行鎖的InnoDB存儲引擎（實際 InnoDB是單獨的一個公司，如今已經被Oracle公司收購）。可是MyISAM的表鎖依然是使用最爲普遍的鎖類型。本節將詳細介紹MyISAM表鎖的使用。

查詢表級鎖爭用狀況

能夠經過檢查table_locks_waited和table_locks_immediate狀態變量來分析系統上的表鎖定爭奪：
mysql>  show status like 'table%';
+-----------------------+-------+
| Variable_name         | Value |
+-----------------------+-------+
| Table_locks_immediate | 2979  |
| Table_locks_waited    | 0     |
+-----------------------+-------+
2 rows in set (0.00 sec))
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。

MySQL表級鎖的鎖模式

MySQL的表級鎖有兩種模式：表共享讀鎖（Table Read Lock）和表獨佔寫鎖（Table Write Lock）。鎖模式的兼容性如表20-1所示。
表20-1                                            MySQL中的表鎖兼容性                
請求鎖模式
         是否兼容
當前鎖模式
None 讀鎖 寫鎖
讀鎖 是 是 否
寫鎖 是 否 否
可見，對MyISAM表的讀操做，不會阻塞其餘用戶對同一表的讀請求，但會阻塞對同一表的寫請求；對 MyISAM表的寫操做，則會阻塞其餘用戶對同一表的讀和寫操做；MyISAM表的讀操做與寫操做之間，以及寫操做之間是串行的！根據如表20-2所示的例子能夠知道，當一個線程得到對一個表的寫鎖後，只有持有鎖的線程能夠對錶進行更新操做。其餘線程的讀、寫操做都會等待，直到鎖被釋放爲止。
表20-2                          MyISAM存儲引擎的寫阻塞讀例子
session_1 session_2
得到表film_text的WRITE鎖定
mysql> lock table film_text write;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 
當前session對鎖定表的查詢、更新、插入操做均可以執行：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
+---------+-------------+
| film_id | title       |
+---------+-------------+
| 1001    | Update Test |
+---------+-------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1003,'Test');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
其餘session對鎖定表的查詢被阻塞，須要等待鎖被釋放：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
等待
釋放鎖：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
 
Session2得到鎖，查詢返回：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
+---------+-------+
| film_id | title |
+---------+-------+
| 1001    | Test  |
+---------+-------+
1 row in set (57.59 sec)

如何加表鎖

MyISAM在執行查詢語句（SELECT）前，會自動給涉及的全部表加讀鎖，在執行更新操做（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，會自動給涉及的表加寫鎖，這個過程並不須要用戶干預，所以，用戶通常不須要直接用LOCK TABLE命令給MyISAM表顯式加鎖。在本書的示例中，顯式加鎖基本上都是爲了方便而已，並不是必須如此。
給MyISAM表顯示加鎖，通常是爲了在必定程度模擬事務操做，實現對某一時間點多個表的一致性讀取。例如，有一個訂單表orders，其中記錄有各訂單的總金額total，同時還有一個訂單明細表order_detail，其中記錄有各訂單每一產品的金額小計 subtotal，假設咱們須要檢查這兩個表的金額合計是否相符，可能就須要執行以下兩條SQL：
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
這時，若是不先給兩個表加鎖，就可能產生錯誤的結果，由於第一條語句執行過程當中，order_detail表可能已經發生了改變。所以，正確的方法應該是：
Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;
要特別說明如下兩點內容。
¡  上面的例子在LOCK TABLES時加了「local」選項，其做用就是在知足MyISAM表併發插入條件的狀況下，容許其餘用戶在表尾併發插入記錄，有關MyISAM表的併發插入問題，在後面的章節中還會進一步介紹。
¡   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。
在如表20-3所示的例子中，一個session使用LOCK TABLE命令給表film_text加了讀鎖，這個session能夠查詢鎖定表中的記錄，但更新或訪問其餘表都會提示錯誤；同時，另一個session能夠查詢表中的記錄，但更新就會出現鎖等待。
表20-3                     MyISAM存儲引擎的讀阻塞寫例子
session_1 session_2
得到表film_text的READ鎖定
mysql> lock table film_text read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 
當前session能夠查詢該表記錄
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
+---------+------------------+
| film_id | title            |
+---------+------------------+
| 1001    | ACADEMY DINOSAUR |
+---------+------------------+
1 row in set (0.00 sec)
其餘session也能夠查詢該表的記錄
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
+---------+------------------+
| film_id | title            |
+---------+------------------+
| 1001    | ACADEMY DINOSAUR |
+---------+------------------+
1 row in set (0.00 sec)
當前session不能查詢沒有鎖定的表
mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001;
ERROR 1100 (HY000): Table 'film' was not locked with LOCK TABLES
其餘session能夠查詢或者更新未鎖定的表
mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001;
+---------+---------------+
| film_id | title         |
+---------+---------------+
| 1001    | update record |
+---------+---------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> update film set title = 'Test' where film_id = 1001;
Query OK, 1 row affected (0.04 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
當前session中插入或者更新鎖定的表都會提示錯誤：
mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,'Test');
ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated
其餘session更新鎖定表會等待得到鎖：
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
等待
釋放鎖
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
 
Session得到鎖，更新操做完成：
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
Query OK, 1 row affected (1 min 0.71 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
當使用LOCK TABLES時，不只須要一次鎖定用到的全部表，並且，同一個表在SQL語句中出現多少次，就要經過與SQL語句中相同的別名鎖定多少次，不然也會出錯！舉例說明以下。
（1）對actor表得到讀鎖：
mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（2）可是經過別名訪問會提示錯誤：
mysql> select a.first_name,a.last_name,b.first_name,b.last_name from actor a,actor b where a.first_name = b.first_name and a.first_name = 'Lisa' and a.last_name = 'Tom' and a.last_name <> b.last_name;
ERROR 1100 (HY000): Table 'a' was not locked with LOCK TABLES
（3）須要對別名分別鎖定：
mysql> lock table actor as a read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（4）按照別名的查詢能夠正確執行：
mysql> select a.first_name,a.last_name,b.first_name,b.last_name from actor a,actor b where a.first_name = b.first_name and a.first_name = 'Lisa' and a.last_name = 'Tom' and a.last_name <> b.last_name;
+------------+-----------+------------+-----------+
| first_name | last_name | first_name | last_name |
+------------+-----------+------------+-----------+
| Lisa       | Tom       | LISA       | MONROE    |
+------------+-----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)

併發插入（Concurrent Inserts）

上文提到過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。
l         當concurrent_insert設置爲0時，不容許併發插入。
l         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。
l         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。
在如表20-4所示的例子中，session_1得到了一個表的READ LOCAL鎖，該線程能夠對錶進行查詢操做，但不能對錶進行更新操做；其餘的線程（session_2），雖然不能對錶進行刪除和更新操做，但卻能夠對該表進行併發插入操做，這裏假設該表中間不存在空洞。
表20-4              MyISAM存儲引擎的讀寫（INSERT）併發例子
session_1 session_2
得到表film_text的READ LOCAL鎖定
mysql> lock table film_text read local;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 
當前session不能對鎖定表進行更新或者插入操做：
mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,'Test');
ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated
其餘session能夠進行插入操做，可是更新會等待：
mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,'Test');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> update film_text set title = 'Update Test' where film_id = 1001;
等待
當前session不能訪問其餘session插入的記錄：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002;
Empty set (0.00 sec)
 
釋放鎖：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
當前session解鎖後能夠得到其餘session插入的記錄：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002;
+---------+-------+
| film_id | title |
+---------+-------+
| 1002    | Test  |
+---------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
Session2得到鎖，更新操做完成：
mysql> update film_text set title = 'Update Test' where film_id = 1001;
Query OK, 1 row affected (1 min 17.75 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
能夠利用MyISAM存儲引擎的併發插入特性，來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用。例如，將concurrent_insert系統變量設爲2，老是容許併發插入；同時， 經過按期在系統空閒時段執行 OPTIMIZE TABLE語句來整理空間碎片，收回因刪除記錄而產生的中間空洞。有關OPTIMIZE TABLE語句的詳細介紹，能夠參見第18章中「兩個簡單實用的優化方法」一節的內容。

MyISAM的鎖調度

前面講過，MyISAM存儲引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的，讀寫操做是串行的。那麼，一個進程請求某個 MyISAM表的讀鎖，同時另外一個進程也請求同一表的寫鎖，MySQL如何處理呢？答案是 寫進程先得到鎖。不只如此，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！這是由於MySQL認爲寫請求通常比讀請求要重要。 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。這種狀況有時可能會變得很是糟糕！幸虧咱們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鎖問題
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。下面咱們先介紹一點背景知識，而後詳細討論InnoDB的鎖問題。

背景知識

1．事務（Transaction）及其ACID屬性

事務是由一組SQL語句組成的邏輯處理單元，事務具備如下4個屬性，一般簡稱爲事務的ACID屬性。
l         原子性（Atomicity）：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。
l         一致性（Consistent）：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。
l         隔離性（Isolation）：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。
l         持久性（Durable）：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。
銀行轉賬就是事務的一個典型例子。

2．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。
l  更新丟失（Lost Update）：當兩個或多個事務選擇同一行，而後基於最初選定的值更新該行時，因爲每一個事務都不知道其餘事務的存在，就會發生丟失更新問題－－最後的更新覆蓋了由其餘事務所作的更新。例如，兩個編輯人員製做了同一文檔的電子副本。每一個編輯人員獨立地更改其副本，而後保存更改後的副本，這樣就覆蓋了原始文檔。最後保存其更改副本的編輯人員覆蓋另外一個編輯人員所作的更改。若是在一個編輯人員完成並提交事務以前，另外一個編輯人員不能訪問同一文件，則可避免此問題。
l  髒讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄作修改，在這個事務完成並提交前，這條記錄的數據就處於不一致狀態；這時，另外一個事務也來讀取同一條記錄，若是不加控制，第二個事務讀取了這些「髒」數據，並據此作進一步的處理，就會產生未提交的數據依賴關係。這種現象被形象地叫作"髒讀"。
l  不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：一個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、或某些記錄已經被刪除了！這種現象就叫作「不可重複讀」。
l  幻讀（Phantom Reads）：一個事務按相同的查詢條件從新讀取之前檢索過的數據，卻發現其餘事務插入了知足其查詢條件的新數據，這種現象就稱爲「幻讀」。

3．事務隔離級別

在上面講到的併發事務處理帶來的問題中 ，「更新丟失」一般是應該徹底避免的。但防止更新丟失，並不能單靠數據庫事務控制器來解決，須要應用程序對要更新的數據加必要的鎖來解決，所以，防止更新丟失應該是應用的責任。
「髒讀」、「不可重複讀」和「幻讀」，其實都是數據庫讀一致性問題，必須由數據庫提供必定的事務隔離機制來解決。數據庫實現事務隔離的方式，基本上可分爲如下兩種。
l  一種是在讀取數據前，對其加鎖，阻止其餘事務對數據進行修改。
l  另外一種是不用加任何鎖，經過必定機制生成一個數據請求時間點的一致性數據快照（Snapshot)，並用這個快照來提供必定級別（語句級或事務級）的一致性讀取。從用戶的角度來看，好像是數據庫能夠提供同一數據的多個版本，所以，這種技術叫作數據 多版本併發控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也常常稱爲多版本數據庫。
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。
爲了解決「隔離」與「併發」的矛盾，ISO/ANSI SQL92定義了4個事務隔離級別，每一個級別的隔離程度不一樣，容許出現的反作用也不一樣，應用能夠根據本身的業務邏輯要求，經過選擇不一樣的隔離級別來平衡 「隔離」與「併發」的矛盾。表20-5很好地歸納了這4個隔離級別的特性。
表20-5                                             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壞的數據 是 是 是
已提交度（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
最後要說明的是：各具體數據庫並不必定徹底實現了上述4個隔離級別，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable兩個標準隔離級別，另外還提供本身定義的Read only隔離級別；SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定義的4個隔離級別外，還支持一個叫作「快照」的隔離級別，但嚴格來講它是一個用MVCC實現的Serializable隔離級別。MySQL 支持所有4個隔離級別，但在具體實現時，有一些特色，好比在一些隔離級別下是採用MVCC一致性讀，但某些狀況下又不是，這些內容在後面的章節中將會作進一步介紹。

獲取InnoDB行鎖爭用狀況    

能夠經過檢查InnoDB_row_lock狀態變量來分析系統上的行鎖的爭奪狀況：
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 (0.01 sec)
若是發現鎖爭用比較嚴重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比較高，還能夠經過設置InnoDB Monitors來進一步觀察發生鎖衝突的表、數據行等，並分析鎖爭用的緣由。
具體方法以下：
mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)
而後就能夠用下面的語句來進行查看：
mysql> Show innodb status\G;
*************************** 1. row ***************************
  Type: InnoDB
  Name:
Status:
…
…
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 0 117472192
Purge done for trx's n:o < 0 117472190 undo n:o < 0 0
History list length 17
Total number of lock structs in row lock hash table 0
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 0 117472185, not started, process no 11052, OS thread id 1158191456
MySQL thread id 200610, query id 291197 localhost root
---TRANSACTION 0 117472183, not started, process no 11052, OS thread id 1158723936
MySQL thread id 199285, query id 291199 localhost root
Show innodb status
…
監視器能夠經過發出下列語句來中止查看：
mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
設置監視器後，在SHOW INNODB STATUS的顯示內容中，會有詳細的當前鎖等待的信息，包括表名、鎖類型、鎖定記錄的狀況等，便於進行進一步的分析和問題的肯定。打開監視器之後，默認狀況下每15秒會向日志中記錄監控的內容，若是長時間打開會致使.err文件變得很是的巨大，因此用戶在確認問題緣由以後，要記得刪除監控表以關閉監視器，或者經過使用「--console」選項來啓動服務器以關閉寫日誌文件。

InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實現瞭如下兩種類型的行鎖。
l  共享鎖（S）：容許一個事務去讀一行，阻止其餘事務得到相同數據集的排他鎖。
l  排他鎖（X)：容許得到排他鎖的事務更新數據，阻止其餘事務取得相同數據集的共享讀鎖和排他寫鎖。
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。
l  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。
l  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。
上述鎖模式的兼容狀況具體如表20-6所示。
表20-6                                            InnoDB行鎖模式兼容性列表
請求鎖模式
   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，不需用戶干預。對於UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給涉及數據集加排他鎖（X)；對於普通SELECT語句，InnoDB不會加任何鎖；事務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。
在如表20-7所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加鎖後再更新記錄，看看會出現什麼狀況，其中actor表的actor_id字段爲主鍵。
表20-7   InnoDB存儲引擎的共享鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
當前session對actor_id=178的記錄加share mode 的共享鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 lock in share mode;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.01 sec)
 
 
其餘session仍然能夠查詢記錄，並也能夠對該記錄加share mode的共享鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 lock in share mode;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.01 sec)
當前session對鎖定的記錄進行更新操做，等待鎖：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
等待
 
 
其餘session也對該記錄進行更新操做，則會致使死鎖退出：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
得到鎖後，能夠成功更新：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
Query OK, 1 row affected (17.67 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
 
    當使用SELECT...FOR UPDATE加鎖後再更新記錄，出現如表20-8所示的狀況。
表20-8  InnoDB存儲引擎的排他鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
當前session對actor_id=178的記錄加for update的排它鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 for update;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
其餘session能夠查詢該記錄，可是不能對該記錄加共享鎖，會等待得到鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 for update;
等待
當前session能夠對鎖定的記錄進行更新操做，更新後釋放鎖：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
 
 
其餘session得到鎖，獲得其餘session提交的記錄：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 for update;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE T  |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (9.59 sec)

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！
在實際應用中，要特別注意InnoDB行鎖的這一特性，否則的話，可能致使大量的鎖衝突，從而影響併發性能。下面經過一些實際例子來加以說明。
（1）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。
在如表20-9所示的例子中，開始tab_no_index表沒有索引：
mysql> create table tab_no_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;
Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)
mysql> insert into tab_no_index values(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4');
Query OK, 4 rows affected (0.00 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
表20-9    InnoDB存儲引擎的表在不使用索引時使用表鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_no_index where id = 1 ;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_no_index where id = 2 ;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from tab_no_index where id = 1 for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
mysql> select * from tab_no_index where id = 2 for update;
等待
在如表20 -9所示的例子中，看起來session_1只給一行加了排他鎖，但session_2在請求其餘行的排他鎖時，卻出現了鎖等待！緣由就是在沒有索引的狀況下，InnoDB只能使用表鎖。當咱們給其增長一個索引後，InnoDB就只鎖定了符合條件的行，如表20-10所示。
建立tab_with_index表，id字段有普通索引：
mysql> create table tab_with_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;
Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)
mysql> alter table tab_with_index add index id(id);
Query OK, 4 rows affected (0.24 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
表20-10    InnoDB存儲引擎的表在使用索引時使用行鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 ;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 2 ;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
mysql> select * from tab_with_index where id = 2 for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
（2） 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。應用設計的時候要注意這一點。
在如表20-11所示的例子中，表tab_with_index的id字段有索引，name字段沒有索引：
mysql> alter table tab_with_index drop index name;
Query OK, 4 rows affected (0.22 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
mysql> insert into tab_with_index  values(1,'4');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
| 1    | 4    |
+------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
表20-11  InnoDB存儲引擎使用相同索引鍵的阻塞例子       
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '1' for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
雖然session_2訪問的是和session_1不一樣的記錄，可是由於使用了相同的索引，因此須要等待鎖：
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '4' for update;
等待
（3）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。
在如表20-12所示的例子中，表tab_with_index的id字段有主鍵索引，name字段有普通索引：
mysql> alter table tab_with_index add index name(name);
Query OK, 5 rows affected (0.23 sec)
Records: 5  Duplicates: 0  Warnings: 0
表20-12   InnoDB存儲引擎的表使用不一樣索引的阻塞例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
| 1    | 4    |
+------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
 
 
Session_2使用name的索引訪問記錄，由於記錄沒有被索引，因此能夠得到鎖：
mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
因爲訪問的記錄已經被session_1鎖定，因此等待得到鎖。：
mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update;
（4）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。 所以，在分析鎖衝突時，別忘了檢查SQL的執行計劃，以確認是否真正使用了索引。關於MySQL在什麼狀況下不使用索引的詳細討論，參見本章「索引問題」一節的介紹。
在下面的例子中，檢索值的數據類型與索引字段不一樣，雖然MySQL可以進行數據類型轉換，但卻不會使用索引，從而致使InnoDB使用表鎖。經過用explain檢查兩條SQL的執行 計劃，咱們能夠清楚地看到了這一點。
例子中tab_with_index表的name字段有索引，可是name字段是varchar類型的，若是where條件中不是和varchar類型進行比較，則會對name進行類型轉換，而執行的全表掃描。
mysql> alter table tab_no_index add index name(name);
Query OK, 4 rows affected (8.06 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
mysql> explain select * from tab_with_index where name = 1 \G
*************************** 1. row ***************************
           id: 1
  select_type: SIMPLE
        table: tab_with_index
         type: ALL
possible_keys: name
          key: NULL
      key_len: NULL
          ref: NULL
         rows: 4
        Extra: Using where
1 row in set (0.00 sec)
mysql> explain select * from tab_with_index where name = '1' \G
*************************** 1. row ***************************
           id: 1
  select_type: SIMPLE
        table: tab_with_index
         type: ref
possible_keys: name
          key: name
      key_len: 23
          ref: const
         rows: 1
        Extra: Using where
1 row in set (0.00 sec)

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）。
舉例來講，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是 1,2,...,100,101，下面的SQL：
Select * from  emp where empid > 100 for update;
是一個範圍條件的檢索，InnoDB不只會對符合條件的empid值爲101的記錄加鎖，也會對empid大於101（這些記錄並不存在）的「間隙」加鎖。
InnoDB使用間隙鎖的目的，一方面是爲了防止幻讀，以知足相關隔離級別的要求，對於上面的例子，要是不使用間隙鎖，若是其餘事務插入了empid大於100的任何記錄，那麼本事務若是再次執行上述語句，就會發生幻讀；另一方面，是爲了知足其恢復和複製的須要。有關其恢復和複製對鎖機制的影響，以及不一樣隔離級別下InnoDB使用間隙鎖的狀況，在後續的章節中會作進一步介紹。
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。
還要特別說明的是，InnoDB除了經過範圍條件加鎖時使用間隙鎖外，若是使用相等條件請求給一個不存在的記錄加鎖，InnoDB也會使用間隙鎖！
在如表20-13所示的例子中，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,......,100,101。
表20-13                InnoDB存儲引擎的間隙鎖阻塞例子
session_1 session_2
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
當前session對不存在的記錄加for update的鎖：
mysql> select * from emp where empid = 102 for update;
Empty set (0.00 sec)
 
 
這時，若是其餘session插入empid爲102的記錄（注意：這條記錄並不存在），也會出現鎖等待：
mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
阻塞等待
Session_1 執行rollback：
mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (13.04 sec)
 
 
因爲其餘session_1回退後釋放了Next-Key鎖，當前session能夠得到鎖併成功插入記錄：
mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

恢復和複製的須要，對InnoDB鎖機制的影響

MySQL經過BINLOG錄執行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新數據的SQL語句，並由此實現MySQL數據庫的恢復和主從複製（能夠參見本書「管理篇」的介紹）。MySQL的恢復機制（複製其實就是在Slave Mysql不斷作基於BINLOG的恢復）有如下特色。
l  一是MySQL的恢復是SQL語句級的，也就是從新執行BINLOG中的SQL語句。這與Oracle數據庫不一樣，Oracle是基於數據庫文件塊的。
l  二是MySQL的Binlog是按照事務提交的前後順序記錄的，恢復也是按這個順序進行的。這點也與Oralce不一樣，Oracle是按照系統更新號（System Change Number，SCN）來恢復數據的，每一個事務開始時，Oracle都會分配一個全局惟一的SCN，SCN的順序與事務開始的時間順序是一致的。
從上面兩點可知，MySQL的恢復機制要求：在一個事務未提交前，其餘併發事務不能插入知足其鎖定條件的任何記錄，也就是不容許出現幻讀，這已經超過了ISO/ANSI SQL92「可重複讀」隔離級別的要求，其實是要求事務要串行化。這也是許多狀況下，InnoDB要用到間隙鎖的緣由，好比在用範圍條件更新記錄時，不管在Read Commited或是Repeatable Read隔離級別下，InnoDB都要使用間隙鎖，但這並非隔離級別要求的，有關InnoDB在不一樣隔離級別下加鎖的差別在下一小節還會介紹。
另外，對於「insert  into target_tab select * from source_tab where ...」和「create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...(CTAS)」這種SQL語句，用戶並無對source_tab作任何更新操做，但MySQL對這種SQL語句作了特別處理。先來看如表20-14的例子。
表20-14                   CTAS操做給原表加鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from target_tab;
Empty set (0.00 sec)
mysql> select * from source_tab where name = '1';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 1    |  1 |
|  5 | 1    |  1 |
|  6 | 1    |  1 |
|  7 | 1    |  1 |
|  8 | 1    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from target_tab;
Empty set (0.00 sec)
mysql> select * from source_tab where name = '1';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 1    |  1 |
|  5 | 1    |  1 |
|  6 | 1    |  1 |
|  7 | 1    |  1 |
|  8 | 1    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> insert into target_tab select d1,name from source_tab where name = '1';
Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)
Records: 5  Duplicates: 0  Warnings: 0
 
 
mysql> update source_tab set name = '1' where name = '8';
等待
commit;  
 
返回結果
commit;
在上面的例子中，只是簡單地讀 source_tab表的數據，至關於執行一個普通的SELECT語句，用一致性讀就能夠了。ORACLE正是這麼作的，它經過MVCC技術實現的多版本數據來實現一致性讀，不須要給source_tab加任何鎖。咱們知道InnoDB也實現了多版本數據，對普通的SELECT一致性讀，也不須要加任何鎖；但這裏InnoDB卻給source_tab加了共享鎖，並無使用多版本數據一致性讀技術！
MySQL爲何要這麼作呢？其緣由仍是爲了保證恢復和複製的正確性。由於不加鎖的話，若是在上述語句執行過程當中，其餘事務對source_tab作了更新操做，就可能致使數據恢復的結果錯誤。爲了演示這一點，咱們再重複一下前面的例子，不一樣的是在session_1執行事務前，先將系統變量 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設置爲「on」（其默認值爲off），具體結果如表20-15所示。
表20-15                   CTAS操做不給原表加鎖帶來的安全問題例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql>set innodb_locks_unsafe_for_binlog='on'
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from target_tab;
Empty set (0.00 sec)
mysql> select * from source_tab where name = '1';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 1    |  1 |
|  5 | 1    |  1 |
|  6 | 1    |  1 |
|  7 | 1    |  1 |
|  8 | 1    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from target_tab;
Empty set (0.00 sec)
mysql> select * from source_tab where name = '1';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 1    |  1 |
|  5 | 1    |  1 |
|  6 | 1    |  1 |
|  7 | 1    |  1 |
|  8 | 1    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> insert into target_tab select d1,name from source_tab where name = '1';
Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)
Records: 5  Duplicates: 0  Warnings: 0
 
 
session_1未提交，能夠對session_1的select的記錄進行更新操做。
mysql> update source_tab set name = '8' where name = '1';
Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 5  Changed: 5  Warnings: 0
mysql> select * from source_tab where name = '8';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 8    |  1 |
|  5 | 8    |  1 |
|  6 | 8    |  1 |
|  7 | 8    |  1 |
|  8 | 8    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
 
更新操做先提交
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
插入操做後提交
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.07 sec)
 
此時查看數據，target_tab中能夠插入source_tab更新前的結果，這符合應用邏輯：
mysql> select * from source_tab where name = '8';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 8    |  1 |
|  5 | 8    |  1 |
|  6 | 8    |  1 |
|  7 | 8    |  1 |
|  8 | 8    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from target_tab;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 4    | 1.00 |
| 5    | 1.00 |
| 6    | 1.00 |
| 7    | 1.00 |
| 8    | 1.00 |
+------+------+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from tt1 where name = '1';
Empty set (0.00 sec)
mysql> select * from source_tab where name = '8';
+----+------+----+
| d1 | name | d2 |
+----+------+----+
|  4 | 8    |  1 |
|  5 | 8    |  1 |
|  6 | 8    |  1 |
|  7 | 8    |  1 |
|  8 | 8    |  1 |
+----+------+----+
5 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from target_tab;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 4    | 1.00 |
| 5    | 1.00 |
| 6    | 1.00 |
| 7    | 1.00 |
| 8    | 1.00 |
+------+------+
5 rows in set (0.00 sec)
從上可見，設置系統變量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值爲「on」後，InnoDB再也不對source_tab加鎖，結果也符合應用邏輯，可是若是分析BINLOG的內容：
......
SET TIMESTAMP=1169175130;
BEGIN;
# at 274
#070119 10:51:57 server id 1  end_log_pos 105   Query   thread_id=1     exec_time=0     error_code=0
SET TIMESTAMP=1169175117;
update source_tab set name = '8' where name = '1';
# at 379
#070119 10:52:10 server id 1  end_log_pos 406   Xid = 5
COMMIT;
# at 406
#070119 10:52:14 server id 1  end_log_pos 474   Query   thread_id=2     exec_time=0     error_code=0
SET TIMESTAMP=1169175134;
BEGIN;
# at 474
#070119 10:51:29 server id 1  end_log_pos 119   Query   thread_id=2     exec_time=0     error_code=0
SET TIMESTAMP=1169175089;
insert into target_tab select d1,name from source_tab where name = '1';
# at 593
#070119 10:52:14 server id 1  end_log_pos 620   Xid = 7
COMMIT;
......
    能夠發現，在BINLOG中，更新操做的位置在INSERT...SELECT以前，若是使用這個BINLOG進行數據庫恢復，恢復的結果與實際的應用邏輯不符；若是進行復制，就會致使主從數據庫不一致！
經過上面的例子，咱們就不難理解爲何MySQL在處理「Insert  into target_tab select * from source_tab where ...」和「create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...」時要給source_tab加鎖，而不是使用對併發影響最小的多版本數據來實現一致性讀。還要特別說明的是，若是上述語句的SELECT是範圍條件，InnoDB還會給源表加間隙鎖（Next-Lock）。
所以，INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...語句，可能會阻止對源表的併發更新，形成對源表鎖的等待。若是查詢比較複雜的話，會形成嚴重的性能問題，咱們在應用中應儘可能避免使用。實際上，MySQL將這種SQL叫做不肯定（non-deterministic）的SQL，不推薦使用。
若是應用中必定要用這種SQL來實現業務邏輯，又不但願對源表的併發更新產生影響，能夠採起如下兩種措施：
¡  一是採起上面示例中的作法，將innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設置爲「on」，強制MySQL使用多版本數據一致性讀。但付出的代價是可能沒法用binlog正確地恢復或複製數據，所以，不推薦使用這種方式。
¡  二是經過使用「select * from source_tab ... Into outfile」和「load data infile ...」語句組合來間接實現，採用這種方式MySQL不會給source_tab加鎖。

InnoDB在不一樣隔離級別下的一致性讀及鎖的差別

前面講過，鎖和多版本數據是InnoDB實現一致性讀和ISO/ANSI SQL92隔離級別的手段，所以，在不一樣的隔離級別下，InnoDB處理SQL時採用的一致性讀策略和須要的鎖是不一樣的。同時，數據恢復和複製機制的特色，也對一些SQL的一致性讀策略和鎖策略有很大影響。將這些特性概括成如表20-16所示的內容，以便讀者查閱。
表20-16                                          InnoDB存儲引擎中不一樣SQL在不一樣隔離級別下鎖比較
隔離級別
        一致性讀和鎖
SQL
Read Uncommited Read Commited Repeatable Read Serializable
SQL 條件        
select 相等 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share locks
範圍 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share Next-Key
update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks Exclusive locks
範圍 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
Insert N/A exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
replace 無鍵衝突 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
鍵衝突 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
delete 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
範圍 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
範圍 Share locks Share locks Share Next-Key Share Next-Key
Select * from ... For update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
範圍 exclusive locks Share locks exclusive next-key exclusive next-key
Insert into ... Select ...
（指源表鎖）
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 ...
（指源表鎖）
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
從表20-16能夠看出：對於許多SQL，隔離級別越高，InnoDB給記錄集加的鎖就越嚴格（尤爲是使用範圍條件的時候），產生鎖衝突的可能性也就越高，從而對併發性事務處理性能的影響也就越大。所以，咱們在應用中，應該儘可能使用較低的隔離級別，以減小鎖爭用的機率。實際上，經過優化事務邏輯，大部分應用使用Read Commited隔離級別就足夠了。對於一些確實須要更高隔離級別的事務，能夠經過在程序中執行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE動態改變隔離級別的方式知足需求。

何時使用表鎖

對於InnoDB表，在絕大部分狀況下都應該使用行級鎖，由於事務和行鎖每每是咱們之因此選擇InnoDB表的理由。但在個別特殊事務中，也能夠考慮使用表級鎖。
¡  第一種狀況是：事務須要更新大部分或所有數據，表又比較大，若是使用默認的行鎖，不只這個事務執行效率低，並且可能形成其餘事務長時間鎖等待和鎖衝突，這種狀況下能夠考慮使用表鎖來提升該事務的執行速度。
¡  第二種狀況是：事務涉及多個表，比較複雜，極可能引發死鎖，形成大量事務回滾。這種狀況也能夠考慮一次性鎖定事務涉及的表，從而避免死鎖、減小數據庫因事務回滾帶來的開銷。
固然，應用中這兩種事務不能太多，不然，就應該考慮使用MyISAM表了。
在InnoDB下，使用表鎖要注意如下兩點。
（1）使用LOCK TABLES雖然能夠給InnoDB加表級鎖，但必須說明的是，表鎖不是由InnoDB存儲引擎層管理的，而是由其上一層──MySQL Server負責的，僅當autocommit=0、innodb_table_locks=1（默認設置）時，InnoDB層才能知道MySQL加的表鎖，MySQL Server也才能感知InnoDB加的行鎖，這種狀況下，InnoDB才能自動識別涉及表級鎖的死鎖；不然，InnoDB將沒法自動檢測並處理這種死鎖。有關死鎖，下一小節還會繼續討論。
（2）在用 LOCK TABLES對InnoDB表加鎖時要注意，要將AUTOCOMMIT設爲0，不然MySQL不會給表加鎖；事務結束前，不要用UNLOCK TABLES釋放表鎖，由於UNLOCK TABLES會隱含地提交事務；COMMIT或ROLLBACK並不能釋放用LOCK TABLES加的表級鎖，必須用UNLOCK TABLES釋放表鎖。正確的方式見以下語句：
例如，若是須要寫表t1並從表t讀，能夠按以下作：
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and t2 here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;

關於死鎖

上文講過，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，鎖是逐步得到的，這就決定了在InnoDB中發生死鎖是可能的。如表20-17所示的就是一個發生死鎖的例子。
表20-17  InnoDB存儲引擎中的死鎖例子
session_1 session_2
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
在上面的例子中，兩個事務都須要得到對方持有的排他鎖才能繼續完成事務，這種循環鎖等待就是典型的死鎖。
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。
一般來講，死鎖都是應用設計的問題，經過調整業務流程、數據庫對象設計、事務大小，以及訪問數據庫的SQL語句，絕大部分死鎖均可以免。下面就經過實例來介紹幾種避免死鎖的經常使用方法。
（1）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。
表20-18        InnoDB存儲引擎中表順序形成的死鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| PENELOPE   | GUINESS   |
+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
mysql> insert into country (country_id,country) values(110,'Test');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql>  insert into country (country_id,country) values(110,'Test');
等待
 
 
mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| PENELOPE   | GUINESS   |
+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql>  insert into country (country_id,country) values(110,'Test');
ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
 
（2）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。
表20-19        InnoDB存儲引擎中表數據操做順序不一致形成的死鎖例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| PENELOPE   | GUINESS   |
+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| ED         | CHASE     |
+------------+-----------+
1 row in set (0.00 sec)
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
mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| ED         | CHASE     |
+------------+-----------+
1 row in set (4.71 sec)
 
（3）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。具體演示可參見20.3.3小節中的例子。
       （4）前面講過，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，如表20-20所示。
表20-20    InnoDB存儲引擎中隔離級別引發的死鎖例子1
session_1 session_2
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
當前session對不存在的記錄加for update的鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
 
 
其餘session也能夠對不存在的記錄加for update的鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
由於其餘session也對該記錄加了鎖，因此當前的插入會等待：
mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
等待
 
 
由於其餘session已經對記錄進行了更新，這時候再插入記錄就會提示死鎖並退出：
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
因爲其餘session已經退出，當前session能夠得到鎖併成功插入記錄：
mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)
 
（5） 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，如表20-21所示。
表20-21    InnoDB存儲引擎中隔離級別引發的死鎖例子2
session_1 session_2 session_3
mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
Session_1得到for update的共享鎖：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
因爲記錄不存在，session_2也能夠得到for update的共享鎖：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
 
Session_1能夠成功插入記錄：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
   
 
Session_2插入申請等待得到鎖：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
等待
 
Session_1成功提交：
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.04 sec)
   
 
Session_2得到鎖，發現插入記錄主鍵重，這個時候拋出了異常，可是並無釋放共享鎖：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '201' for key 'PRIMARY'
 
   
Session_3申請得到共享鎖，由於session_2已經鎖定該記錄，因此session_3須要等待：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
等待
 
這個時候，若是session_2直接對記錄進行更新操做，則會拋出死鎖的異常：
mysql> update actor set last_name='Lan' where actor_id = 201;
ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
 
   
Session_2釋放鎖後，session_3得到鎖：
mysql> select first_name, last_name from actor where actor_id = 201 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| Lisa       | Tom       |
+------------+-----------+
1 row in set (31.12 sec)
儘管經過上面介紹的設計和SQL優化等措施，能夠大大減小死鎖，但死鎖很難徹底避免。所以，在程序設計中老是捕獲並處理死鎖異常是一個很好的編程習慣。
若是出現死鎖，能夠用SHOW INNODB STATUS命令來肯定最後一個死鎖產生的緣由。返回結果中包括死鎖相關事務的詳細信息，如引起死鎖的SQL語句，事務已經得到的鎖，正在等待什麼鎖，以及被回滾的事務等。據此能夠分析死鎖產生的緣由和改進措施。下面是一段SHOW INNODB STATUS輸出的樣例：
mysql> show innodb status \G
…….
------------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
070710 14:05:16
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470078, ACTIVE 117 sec, process no 1468, OS thread id 1197328736 inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 5 lock struct(s), heap size 1216
MySQL thread id 7521657, query id 673468054 localhost root update
insert into country (country_id,country) values(110,'Test')
………
*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470079, ACTIVE 39 sec, process no 1468, OS thread id 1164048736 starting index read, thread declared inside InnoDB 500
mysql tables in use 1, locked 1
4 lock struct(s), heap size 1216, undo log entries 1
MySQL thread id 7521664, query id 673468058 localhost root statistics
select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
………
*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
………
*** WE ROLL BACK TRANSACTION (1)
……
小結
本章重點介紹了MySQL中MyISAM表級鎖和InnoDB行級鎖的實現特色，並討論了兩種存儲引擎常常遇到的鎖問題和解決辦法。
對於MyISAM的表鎖，主要討論瞭如下幾點：
（1）共享讀鎖（S）之間是兼容的，但共享讀鎖（S）與排他寫鎖（X）之間，以及排他寫鎖（X）之間是互斥的，也就是說讀和寫是串行的。
（2）在必定條件下，MyISAM容許查詢和插入併發執行，咱們能夠利用這一點來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用問題。
（3）MyISAM默認的鎖調度機制是寫優先，這並不必定適合全部應用，用戶能夠經過設置LOW_PRIORITY_UPDATES參數，或在INSERT、UPDATE、DELETE語句中指定LOW_PRIORITY選項來調節讀寫鎖的爭用。
（4）因爲表鎖的鎖定粒度大，讀寫之間又是串行的，所以，若是更新操做較多，MyISAM表可能會出現嚴重的鎖等待，能夠考慮採用InnoDB表來減小鎖衝突。
對於InnoDB表，本章主要討論瞭如下幾項內容。
l         InnoDB的行鎖是基於鎖引實現的，若是不經過索引訪問數據，InnoDB會使用表鎖。
l         介紹了InnoDB間隙鎖（Next-key)機制，以及InnoDB使用間隙鎖的緣由。
l         在不一樣的隔離級別下，InnoDB的鎖機制和一致性讀策略不一樣。
l         MySQL的恢復和複製對InnoDB鎖機制和一致性讀策略也有較大影響。
l         鎖衝突甚至死鎖很難徹底避免。
在瞭解InnoDB鎖特性後，用戶能夠經過設計和SQL調整等措施減小鎖衝突和死鎖，包括：
l         儘可能使用較低的隔離級別；
l         精心設計索引，並儘可能使用索引訪問數據，使加鎖更精確，從而減小鎖衝突的機會；
l         選擇合理的事務大小，小事務發生鎖衝突的概率也更小；
l         給記錄集顯示加鎖時，最好一次性請求足夠級別的鎖。好比要修改數據的話，最好直接申請排他鎖，而不是先申請共享鎖，修改時再請求排他鎖，這樣容易產生死鎖；
l         不一樣的程序訪問一組表時，應儘可能約定以相同的順序訪問各表，對一個表而言，儘量以固定的順序存取表中的行。這樣能夠大大減小死鎖的機會；
l         儘可能用相等條件訪問數據，這樣能夠避免間隙鎖對併發插入的影響；
l         不要申請超過實際須要的鎖級別；除非必須，查詢時不要顯示加鎖；
l         對於一些特定的事務，可使用表鎖來提升處理速度或減小死鎖的可能。
 
 

MySQL事務隔離級別詳解

http://xm-king.iteye.com/blog/770721sql

 SQL標準定義了4類隔離級別，包括了一些具體規則，用來限定事務內外的哪些改變是可見的，哪些是不可見的。低級別的隔離級通常支持更高的併發處理，並擁有更低的系統開銷。
Read Uncommitted（讀取未提交內容）數據庫

       在該隔離級別，全部事務均可以看到其餘未提交事務的執行結果。本隔離級別不多用於實際應用，由於它的性能也不比其餘級別好多少。讀取未提交的數據，也被稱之爲髒讀（Dirty Read）。
Read Committed（讀取提交內容）編程

       這是大多數數據庫系統的默認隔離級別（但不是MySQL默認的）。它知足了隔離的簡單定義：一個事務只能看見已經提交事務所作的改變。這種隔離級別 也支持所謂的不可重複讀（Nonrepeatable Read），由於同一事務的其餘實例在該實例處理其間可能會有新的commit，因此同一select可能返回不一樣結果。
Repeatable Read（可重讀）安全

       這是MySQL的默認事務隔離級別，它確保同一事務的多個實例在併發讀取數據時，會看到一樣的數據行。不過理論上，這會致使另外一個棘手的問題：幻讀 （Phantom Read）。簡單的說，幻讀指當用戶讀取某一範圍的數據行時，另外一個事務又在該範圍內插入了新行，當用戶再讀取該範圍的數據行時，會發現有新的「幻影」 行。InnoDB和Falcon存儲引擎經過多版本併發控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）機制解決了該問題。服務器

Serializable（可串行化） 
       這是最高的隔離級別，它經過強制事務排序，使之不可能相互衝突，從而解決幻讀問題。簡言之，它是在每一個讀的數據行上加上共享鎖。在這個級別，可能致使大量的超時現象和鎖競爭。session

         這四種隔離級別採起不一樣的鎖類型來實現，若讀取的是同一個數據的話，就容易發生問題。例如：數據結構

         髒讀(Drity Read)：某個事務已更新一份數據，另外一個事務在此時讀取了同一份數據，因爲某些緣由，前一個RollBack了操做，則後一個事務所讀取的數據就會是不正確的。併發

         不可重複讀(Non-repeatable read):在一個事務的兩次查詢之中數據不一致，這多是兩次查詢過程當中間插入了一個事務更新的原有的數據。ide

         幻讀(Phantom Read):在一個事務的兩次查詢中數據筆數不一致，例若有一個事務查詢了幾列(Row)數據，而另外一個事務卻在此時插入了新的幾列數據，先前的事務在接下來的查詢中，就會發現有幾列數據是它先前所沒有的。

         在MySQL中，實現了這四種隔離級別，分別有可能產生問題以下所示：

 

下面，將利用MySQL的客戶端程序，分別測試幾種隔離級別。測試數據庫爲test，表爲tx；表結構：

id                               int

num

                               int

兩個命令行客戶端分別爲A，B；不斷改變A的隔離級別，在B端修改數據。

（一）、將A的隔離級別設置爲read uncommitted(未提交讀)

 在B未更新數據以前：

客戶端A：

B更新數據：

客戶端B：

客戶端A：

        通過上面的實驗能夠得出結論，事務B更新了一條記錄，可是沒有提交，此時事務A能夠查詢出未提交記錄。形成髒讀現象。未提交讀是最低的隔離級別。

（二）、將客戶端A的事務隔離級別設置爲read committed(已提交讀)

 在B未更新數據以前：

客戶端A：

B更新數據：

客戶端B：

客戶端A：

       通過上面的實驗能夠得出結論，已提交讀隔離級別解決了髒讀的問題，可是出現了不可重複讀的問題，即事務A在兩次查詢的數據不一致，由於在兩次查詢之間事務B更新了一條數據。已提交讀只容許讀取已提交的記錄，但不要求可重複讀。

(三)、將A的隔離級別設置爲repeatable read(可重複讀)

 在B未更新數據以前：

客戶端A：

B更新數據：

客戶端B：

客戶端A：

B插入數據：

客戶端B：

客戶端A：

       由以上的實驗能夠得出結論，可重複讀隔離級別只容許讀取已提交記錄，並且在一個事務兩次讀取一個記錄期間，其餘事務部的更新該記錄。但該事務不要求與其餘事務可串行化。例如，當一個事務能夠找到由一個已提交事務更新的記錄，可是可能產生幻讀問題(注意是可能，由於數據庫對隔離級別的實現有所差異)。像以上的實驗，就沒有出現數據幻讀的問題。

(四)、將A的隔離級別設置爲 可串行化 (Serializable)

A端打開事務，B端插入一條記錄

事務A端：

事務B端：

由於此時事務A的隔離級別設置爲serializable，開始事務後，並無提交，因此事務B只能等待。

事務A提交事務：

事務A端

事務B端

      

         serializable徹底鎖定字段，若一個事務來查詢同一份數據就必須等待，直到前一個事務完成並解除鎖定爲止 。是完整的隔離級別，會鎖定對應的數據表格，於是會有效率的問題。

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