MySQL鎖(表鎖,行鎖,共享鎖,排它鎖,間隙鎖)使用詳解

時間  2019-11-08
標籤 mysql 共享 間隙 使用 詳解 欄目 MySQL 简体版
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鎖，在現實生活中是爲咱們想要隱藏於外界所使用的一種工具。在計算機中，是協調多個進程或縣城併發訪問某一資源的一種機制。在數據庫當中，除了傳統的計算資源（CPU、RAM、I/O等等）的爭用以外，數據也是一種供許多用戶共享訪問的資源。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，鎖的衝突也是影響數據庫併發訪問性能的一個重要因素。從這一角度來講，鎖對於數據庫而言就顯得尤其重要。mysql

MySQL鎖sql

相對於其餘的數據庫而言，MySQL的鎖機制比較簡單，最顯著的特色就是不一樣的存儲引擎支持不一樣的鎖機制。根據不一樣的存儲引擎，MySQL中鎖的特性能夠大體概括以下：數據庫

  行鎖 表鎖 頁鎖
MyISAM   √  
BDB   √ √
InnoDB √ √  

 

 

 

 

開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、併發性能編程

  • 表鎖：開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定力度大，發生鎖衝突機率高，併發度最低安全

  • 行鎖：開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度小，發生鎖衝突的機率低，併發度高bash

  • 頁鎖：開銷和加鎖速度介於表鎖和行鎖之間；會出現死鎖；鎖定粒度介於表鎖和行鎖之間，併發度通常服務器

從上述的特色課件，很難籠統的說哪一種鎖最好，只能根據具體應用的特色來講哪一種鎖更加合適。僅僅從鎖的角度來講的話：session

表鎖更適用於以查詢爲主，只有少許按索引條件更新數據的應用；行鎖更適用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。（PS：因爲BDB已經被InnoDB所取代，咱們只討論MyISAM表鎖和InnoDB行鎖的問題）數據結構

MyISAM表鎖併發

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：

1
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6
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8
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）。鎖模式的兼容性以下表所示。

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！根據以下表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：

 
1
2
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：

 
1
2
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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。

在以下表所示的例子中，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。

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 write;
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

注意，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：

 
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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：

 
1
2
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：

?
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2
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：

?
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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。

  • 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。

在以下表所示的例子中，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。

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。

  • 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。

  • 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。

  • 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。

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。

  • 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。

  • 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"。

  • 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」。

  • 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。

  • 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。下表很好地歸納了這4個隔離級別的特性。

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：

 
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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：

 
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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：

 
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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：

 
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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。

  • 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。

  • 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。

  • 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。

上述鎖模式的兼容狀況具體以下表所示。

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。

在以下表所示的例子中，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。

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 = 178lock 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 = 178lock 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，出現以下表所示的狀況。

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。

在以下所示的例子中，開始tab_no_index表沒有索引：

 
1
2
3
4
5
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

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

在如上表所示的例子中，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，以下表所示。

建立tab_with_index表，id字段有普通索引：

 
1
2
3
4
5
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

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。

在以下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有索引，name字段沒有索引：

 
1
2
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5
6
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10
11
12
13
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)

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。

在以下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有主鍵索引，name字段有普通索引：

 
1
2
3
mysql> alter table tab_with_index add index name(name);
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

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。

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。

 
1
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29
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：

 
1
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！

在以下表所示的例子中，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,......,100,101。

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。先來看以下表的例子。

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），具體結果以下表所示。

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：

 
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15
16
17
18
19
20
21
22
......
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。將這些特性概括成以下表所示的內容，以便讀者查閱。

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  

從上表能夠看出：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：

 
1
2
3
4
5
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。以下所示的就是一個發生死鎖的例子。

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。

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。

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。

（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，以下所示。

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

其餘session也能夠對不存在的記錄加for update的鎖：

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

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，以下所示。

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：

 
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
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)
……
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