Mysql中的鎖機制

原文：http://blog.csdn.net/soonfly/article/details/70238902

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用到了不少這種鎖機制，好比行鎖，表鎖等，讀鎖，寫鎖等，都是在作操做以前先上鎖。這些鎖統稱爲悲觀鎖(Pessimistic Lock)。

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。 
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。 
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。 
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。

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MyISAM表鎖

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）。 
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。

MyISAM存儲引擎的寫鎖阻塞讀例子： 
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。 

MyISAM存儲引擎的讀鎖阻塞寫例子: 
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。 

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。在示例中，顯式加鎖基本上都是爲了演示而已，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;

• 1
• 2

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;

• 1
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• 3
• 4

要特別說明如下兩點內容： 
一、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，在後面還會進一步介紹。 
二、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。

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;

• 1
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• 3
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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;

• 1

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;

• 1
• 2
• 3
• 4

+————+———–+————+———–+ 
| first_name | last_name | first_name | last_name | 
+————+———–+————+———–+ 
| Lisa | Tom | LISA | MONROE | 
+————+———–+————+———–+ 
1 row in set (0.00 sec)

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%';

• 1

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。

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。

• 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。

在下面的例子中，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。

MyISAM存儲引擎的讀寫（INSERT）併發例子： 
 
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。

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原 因，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。

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InnoDB鎖

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。

一、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4屬性，一般稱爲事務的ACID屬性。

• 原子性（Actomicity）：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。
• 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，以操持完整性；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。
• 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。
• 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。

二、併發事務帶來的問題 
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（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修改。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。
• 髒讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄作修改，在這個事務並提交前，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」的數據，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」。
• 不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些數據已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象叫作「不可重複讀」。
• 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」。

三、事務隔離級別 
在併發事務處理帶來的問題中，「更新丟失」一般應該是徹底避免的。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，基本能夠分爲如下兩種。

• 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。
• 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，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。

在MVCC併發控制中，讀操做能夠分紅兩類：快照讀 (snapshot read)與當前讀 (current read)。快照讀，讀取的是記錄的可見版本 (有多是歷史版本)，不用加鎖。當前讀，讀取的是記錄的最新版本，而且，當前讀返回的記錄，都會加上鎖，保證其餘事務不會再併發修改這條記錄。 
在一個支持MVCC併發控制的系統中，哪些讀操做是快照讀？哪些操做又是當前讀呢？以MySQL InnoDB爲例：

• 快照讀：簡單的select操做，屬於快照讀，不加鎖。(固然，也有例外)

select * from table where ?;

• 1

• 當前讀：特殊的讀操做，插入/更新/刪除操做，屬於當前讀，須要加鎖。 
  下面語句都屬於當前讀，讀取記錄的最新版本。而且，讀取以後，還須要保證其餘併發事務不能修改當前記錄，對讀取記錄加鎖。其中，除了第一條語句，對讀取記錄加S鎖 (共享鎖)外，其餘的操做，都加的是X鎖 (排它鎖)。

select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert into table values (…);
update table set ? where ?;
delete from table where ?;

• 1
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• 5

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。下表很好地歸納了這4個隔離級別的特性。 

獲取InonoD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%';

• 1

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。

InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實現瞭如下兩種類型的行鎖。

• 共享鎖（s）：又稱讀鎖。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。若事務T對數據對象A加上S鎖，則事務T能夠讀A但不能修改A，其餘事務只能再對A加S鎖，而不能加X鎖，直到T釋放A上的S鎖。這保證了其餘事務能夠讀A，但在T釋放A上的S鎖以前不能對A作任何修改。
• 排他鎖（Ｘ）：又稱寫鎖。容許獲取排他鎖的事務更新數據，阻止其餘事務取得相同的數據集共享讀鎖和排他寫鎖。若事務T對數據對象A加上X鎖，事務T能夠讀A也能夠修改A，其餘事務不能再對A加任何鎖，直到T釋放A上的鎖。
• 
  對於共享鎖你們可能很好理解，就是多個事務只能讀數據不能改數據。 
  對於排他鎖你們的理解可能就有些差異，我當初就犯了一個錯誤，覺得排他鎖鎖住一行數據後，其餘事務就不能讀取和修改該行數據，其實不是這樣的。排他鎖指的是一個事務在一行數據加上排他鎖後，其餘事務不能再在其上加其餘的鎖。mysql InnoDB引擎默認的修改數據語句：update,delete,insert都會自動給涉及到的數據加上排他鎖，select語句默認不會加任何鎖類型，若是加排他鎖可使用select …for update語句，加共享鎖可使用select … lock in share mode語句。因此加過排他鎖的數據行在其餘事務種是不能修改數據的，也不能經過for update和lock in share mode鎖的方式查詢數據，但能夠直接經過select …from…查詢數據，由於普通查詢沒有任何鎖機制。

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。

• 意向共享鎖（IS）：事務打算給數據行共享鎖，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: 

若是一個事務請求的鎖模式與當前的鎖兼容，InnoDB就請求的鎖授予該事務；反之，若是二者二者不兼容，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式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。

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。

mysql> create table tab_no_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;

• 1

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)

• 1
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Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

在上面的例子中，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，以下例所示： 
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;
mysql> alter table tab_with_index add index id(id);

• 1
• 2

（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。 
在下面的例子中，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;

• 1

Query OK, 4 rows affected (0.22 sec) Records: 4 Duplicates: 0 
Warnings: 0

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

• 1

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> select * from tab_with_index where id = 1;

• 1

InnoDB存儲引擎使用相同索引鍵的阻塞例子 

（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。 
在下面的例子中，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);

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Query OK, 5 rows affected (0.23 sec) Records: 5 Duplicates: 0 
Warnings: 0

InnoDB存儲引擎的表使用不一樣索引的阻塞例子 

（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。 
好比，在tab_with_index表裏的name字段有索引，可是name字段是varchar類型的，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。

mysql> explain select * from tab_with_index where name = 1 \G
mysql> explain select * from tab_with_index where name = '1' \G

• 1
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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;

• 1

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需 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！下面這個例子假設emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,……,100,101。 
InnoDB存儲引擎的間隙鎖阻塞例子 

小結

本文重點介紹了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，本文主要討論瞭如下幾項內容： 
（1）InnoDB的行鎖是基於索引實現的，若是不經過索引訪問數據，InnoDB會使用表鎖。 
（2）介紹了InnoDB間隙鎖（Next-key)機制，以及InnoDB使用間隙鎖的緣由。 
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。

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：

• 儘可能使用較低的隔離級別； 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；
• 選擇合理的事務大小，小事務發生鎖衝突的概率也更小；
• 給記錄集顯式加鎖時，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；
• 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；
• 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； 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；
• 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。