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MySQL鎖(表鎖,行鎖,共享鎖,排它鎖,間隙鎖)使用詳解

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鎖,在現(xiàn)實(shí)生活中是為我們想要隱藏于外界所使用的一種工具。在計算機(jī)中,是協(xié)調(diào)多個進(jìn)程或縣城并發(fā)訪問某一資源的一種機(jī)制。在數(shù)據(jù)庫當(dāng)中,除了傳統(tǒng)的計算資源(CPU、RAM、I/O等等)的爭用之外,數(shù)據(jù)也是一種供許多用戶共享訪問的資源。如何保證數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的一致性、有效性,是所有數(shù)據(jù)庫必須解決的一個問題,鎖的沖突也是影響數(shù)據(jù)庫并發(fā)訪問性能的一個重要因素。從這一角度來說,鎖對于數(shù)據(jù)庫而言就顯得尤為重要。

MySQL鎖

相對于其他的數(shù)據(jù)庫而言,MySQL的鎖機(jī)制比較簡單,最顯著的特點(diǎn)就是不同的存儲引擎支持不同的鎖機(jī)制。根據(jù)不同的存儲引擎,MySQL中鎖的特性可以大致歸納如下:

行鎖 表鎖 頁鎖
MyISAM
BDB

InnoDB

開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、并發(fā)性能

  • 表鎖:開銷小,加鎖快;不會出現(xiàn)死鎖;鎖定力度大,發(fā)生鎖沖突概率高,并發(fā)度最低

  • 行鎖:開銷大,加鎖慢;會出現(xiàn)死鎖;鎖定粒度小,發(fā)生鎖沖突的概率低,并發(fā)度高

  • 頁鎖:開銷和加鎖速度介于表鎖和行鎖之間;會出現(xiàn)死鎖;鎖定粒度介于表鎖和行鎖之間,并發(fā)度一般

從上述的特點(diǎn)課件,很難籠統(tǒng)的說哪種鎖最好,只能根據(jù)具體應(yīng)用的特點(diǎn)來說哪種鎖更加合適。僅僅從鎖的角度來說的話:

表鎖更適用于以查詢?yōu)橹鳎挥猩倭堪此饕龡l件更新數(shù)據(jù)的應(yīng)用;行鎖更適用于有大量按索引條件并發(fā)更新少量不同數(shù)據(jù),同時又有并發(fā)查詢的應(yīng)用。(PS:由于BDB已經(jīng)被InnoDB所取代,我們只討論MyISAM表鎖和InnoDB行鎖的問題)

MyISAM表鎖

MyISAM存儲引擎只支持表鎖,這也是MySQL開始幾個版本中唯一支持的鎖類型。隨著應(yīng)用對事務(wù)完整性和并發(fā)性要求的不斷提高,MySQL才開始開發(fā)基于事務(wù)的存儲引擎,后來慢慢出現(xiàn)了支持頁鎖的BDB存儲引擎和支持行鎖的InnoDB存儲引擎(實(shí)際 InnoDB是單獨(dú)的一個公司,現(xiàn)在已經(jīng)被Oracle公司收購)。但是MyISAM的表鎖依然是使用最為廣泛的鎖類型。本節(jié)將詳細(xì)介紹MyISAM表鎖的使用。

查詢表級鎖爭用情況

可以通過檢查table_locks_waited和table_locks_immediate狀態(tài)變量來分析系統(tǒng)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))

如果Table_locks_waited的值比較高,則說明存在著較嚴(yán)重的表級鎖爭用情況。

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(dú)占寫鎖(Table Write Lock)。鎖模式的兼容性如下表所示。

MySQL中的表鎖兼容性

請求鎖模式

是否兼容

當(dāng)前鎖模式

None 讀鎖 寫鎖
讀鎖
寫鎖

可見,對MyISAM表的讀操作,不會阻塞其他用戶對同一表的讀請求,但會阻塞對同一表的寫請求;對 MyISAM表的寫操作,則會阻塞其他用戶對同一表的讀和寫操作;MyISAM表的讀操作與寫操作之間,以及寫操作之間是串行的!根據(jù)如下表所示的例子可以知道,當(dāng)一個線程獲得對一個表的寫鎖后,只有持有鎖的線程可以對表進(jìn)行更新操作。其他線程的讀、寫操作都會等待,直到鎖被釋放為止。

MyISAM存儲引擎的寫阻塞讀例子

session_1 session_2

獲得表film_text的WRITE鎖定

mysql> lock table film_text write;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

當(dāng)前session對鎖定表的查詢、更新、插入操作都可以執(zhí)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

其他session對鎖定表的查詢被阻塞,需要等待鎖被釋放:

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獲得鎖,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(zhí)行查詢語句(SELECT)前,會自動給涉及的所有表加讀鎖,在執(zhí)行更新操作(UPDATE、DELETE、INSERT等)前,會自動給涉及的表加寫鎖,這個過程并不需要用戶干預(yù),因此,用戶一般不需要直接用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為了方便而已,并非必須如此。

給MyISAM表顯示加鎖,一般是為了在一定程度模擬事務(wù)操作,實(shí)現(xiàn)對某一時間點(diǎn)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(xì)表order_detail,其中記錄有各訂單每一產(chǎn)品的金額小計 subtotal,假設(shè)我們需要檢查這兩個表的金額合計是否相符,可能就需要執(zhí)行如下兩條SQL:

Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;

這時,如果不先給兩個表加鎖,就可能產(chǎn)生錯誤的結(jié)果,因為第一條語句執(zhí)行過程中,order_detail表可能已經(jīng)發(fā)生了改變。因此,正確的方法應(yīng)該是:

Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;

要特別說明以下兩點(diǎn)內(nèi)容。

  • 上面的例子在LOCK TABLES時加了“l(fā)ocal”選項,其作用就是在滿足MyISAM表并發(fā)插入條件的情況下,允許其他用戶在表尾并發(fā)插入記錄,有關(guān)MyISAM表的并發(fā)插入問題,在后面的章節(jié)中還會進(jìn)一步介紹。

  • 在用LOCK TABLES給表顯式加表鎖時,必須同時取得所有涉及到表的鎖,并且MySQL不支持鎖升級。也就是說,在執(zhí)行LOCK TABLES后,只能訪問顯式加鎖的這些表,不能訪問未加鎖的表;同時,如果加的是讀鎖,那么只能執(zhí)行查詢操作,而不能執(zhí)行更新操作。其實(shí),在自動加鎖的情況下也基本如此,MyISAM總是一次獲得SQL語句所需要的全部鎖。這也正是MyISAM表不會出現(xiàn)死鎖(Deadlock Free)的原因。

在如下表所示的例子中,一個session使用LOCK TABLE命令給表film_text加了讀鎖,這個session可以查詢鎖定表中的記錄,但更新或訪問其他表都會提示錯誤;同時,另外一個session可以查詢表中的記錄,但更新就會出現(xiàn)鎖等待。

MyISAM存儲引擎的讀阻塞寫例子

session_1 session_2

獲得表film_text的READ鎖定

mysql> lock table film_text write;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

當(dāng)前session可以查詢該表記錄

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)

其他session也可以查詢該表的記錄

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(dāng)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

其他session可以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(dāng)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

其他session更新鎖定表會等待獲得鎖:

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獲得鎖,更新操作完成:

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(dāng)使用LOCK TABLES時,不僅需要一次鎖定用到的所有表,而且,同一個表在SQL語句中出現(xiàn)多少次,就要通過與SQL語句中相同的別名鎖定多少次,否則也會出錯!舉例說明如下。

(1)對actor表獲得讀鎖:

mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

(2)但是通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)需要對別名分別鎖定:

mysql> lock table actor as a read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

(4)按照別名的查詢可以正確執(zhí)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)

并發(fā)插入(Concurrent Inserts)

上文提到過MyISAM表的讀和寫是串行的,但這是就總體而言的。在一定條件下,MyISAM表也支持查詢和插入操作的并發(fā)進(jìn)行。

MyISAM存儲引擎有一個系統(tǒng)變量concurrent_insert,專門用以控制其并發(fā)插入的行為,其值分別可以為0、1或2。

  • 當(dāng)concurrent_insert設(shè)置為0時,不允許并發(fā)插入。

  • 當(dāng)concurrent_insert設(shè)置為1時,如果MyISAM表中沒有空洞(即表的中間沒有被刪除的行),MyISAM允許在一個進(jìn)程讀表的同時,另一個進(jìn)程從表尾插入記錄。這也是MySQL的默認(rèn)設(shè)置。

  • 當(dāng)concurrent_insert設(shè)置為2時,無論MyISAM表中有沒有空洞,都允許在表尾并發(fā)插入記錄。

在如下表所示的例子中,session_1獲得了一個表的READ LOCAL鎖,該線程可以對表進(jìn)行查詢操作,但不能對表進(jìn)行更新操作;其他的線程(session_2),雖然不能對表進(jìn)行刪除和更新操作,但卻可以對該表進(jìn)行并發(fā)插入操作,這里假設(shè)該表中間不存在空洞。

MyISAM存儲引擎的讀寫(INSERT)并發(fā)例子

session_1 session_2

獲得表film_text的READ LOCAL鎖定

mysql> lock table film_text read local;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

當(dāng)前session不能對鎖定表進(jìn)行更新或者插入操作:

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

其他session可以進(jìn)行插入操作,但是更新會等待:

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(dāng)前session不能訪問其他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(dāng)前session解鎖后可以獲得其他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獲得鎖,更新操作完成:

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

可以利用MyISAM存儲引擎的并發(fā)插入特性,來解決應(yīng)用中對同一表查詢和插入的鎖爭用。例如,將concurrent_insert系統(tǒng)變量設(shè)為2,總是允許并發(fā)插入;同時,通過定期在系統(tǒng)空閑時段執(zhí)行 OPTIMIZE TABLE語句來整理空間碎片,收回因刪除記錄而產(chǎn)生的中間空洞。有關(guān)OPTIMIZE TABLE語句的詳細(xì)介紹,可以參見第18章中“兩個簡單實(shí)用的優(yōu)化方法”一節(jié)的內(nèi)容。

MyISAM的鎖調(diào)度

前面講過,MyISAM存儲引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的,讀寫操作是串行的。那么,一個進(jìn)程請求某個 MyISAM表的讀鎖,同時另一個進(jìn)程也請求同一表的寫鎖,MySQL如何處理呢?答案是寫進(jìn)程先獲得鎖。不僅如此,即使讀請求先到鎖等待隊列,寫請求后到,寫鎖也會插到讀鎖請求之前!這是因為MySQL認(rèn)為寫請求一般比讀請求要重要。這也正是MyISAM表不太適合于有大量更新操作和查詢操作應(yīng)用的原因,因為,大量的更新操作會造成查詢操作很難獲得讀鎖,從而可能永遠(yuǎn)阻塞。這種情況有時可能會變得非常糟糕!幸好我們可以通過一些設(shè)置來調(diào)節(jié)MyISAM 的調(diào)度行為。

  • 通過指定啟動參數(shù)low-priority-updates,使MyISAM引擎默認(rèn)給予讀請求以優(yōu)先的權(quán)利。

  • 通過執(zhí)行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1,使該連接發(fā)出的更新請求優(yōu)先級降低。

  • 通過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性,降低該語句的優(yōu)先級。

雖然上面3種方法都是要么更新優(yōu)先,要么查詢優(yōu)先的方法,但還是可以用其來解決查詢相對重要的應(yīng)用(如用戶登錄系統(tǒng))中,讀鎖等待嚴(yán)重的問題。

另外,MySQL也提供了一種折中的辦法來調(diào)節(jié)讀寫沖突,即給系統(tǒng)參數(shù)max_write_lock_count設(shè)置一個合適的值,當(dāng)一個表的讀鎖達(dá)到這個值后,MySQL就暫時將寫請求的優(yōu)先級降低,給讀進(jìn)程一定獲得鎖的機(jī)會。

上面已經(jīng)討論了寫優(yōu)先調(diào)度機(jī)制帶來的問題和解決辦法。這里還要強(qiáng)調(diào)一點(diǎn):一些需要長時間運(yùn)行的查詢操作,也會使寫進(jìn)程“餓死”!因此,應(yīng)用中應(yīng)盡量避免出現(xiàn)長時間運(yùn)行的查詢操作,不要總想用一條SELECT語句來解決問題,因為這種看似巧妙的SQL語句,往往比較復(fù)雜,執(zhí)行時間較長,在可能的情況下可以通過使用中間表等措施對SQL語句做一定的“分解”,使每一步查詢都能在較短時間完成,從而減少鎖沖突。如果復(fù)雜查詢不可避免,應(yīng)盡量安排在數(shù)據(jù)庫空閑時段執(zhí)行,比如一些定期統(tǒng)計可以安排在夜間執(zhí)行。

InnoDB鎖問題

InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點(diǎn):一是支持事務(wù)(TRANSACTION);二是采用了行級鎖。行級鎖與表級鎖本來就有許多不同之處,另外,事務(wù)的引入也帶來了一些新問題。下面我們先介紹一點(diǎn)背景知識,然后詳細(xì)討論InnoDB的鎖問題。

背景知識

1.事務(wù)(Transaction)及其ACID屬性

事務(wù)是由一組SQL語句組成的邏輯處理單元,事務(wù)具有以下4個屬性,通常簡稱為事務(wù)的ACID屬性。

  • 原子性(Atomicity):事務(wù)是一個原子操作單元,其對數(shù)據(jù)的修改,要么全都執(zhí)行,要么全都不執(zhí)行。

  • 一致性(Consistent):在事務(wù)開始和完成時,數(shù)據(jù)都必須保持一致狀態(tài)。這意味著所有相關(guān)的數(shù)據(jù)規(guī)則都必須應(yīng)用于事務(wù)的修改,以保持?jǐn)?shù)據(jù)的完整性;事務(wù)結(jié)束時,所有的內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)(如B樹索引或雙向鏈表)也都必須是正確的。

  • 隔離性(Isolation):數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)提供一定的隔離機(jī)制,保證事務(wù)在不受外部并發(fā)操作影響的“獨(dú)立”環(huán)境執(zhí)行。這意味著事務(wù)處理過程中的中間狀態(tài)對外部是不可見的,反之亦然。

  • 持久性(Durable):事務(wù)完成之后,它對于數(shù)據(jù)的修改是永久性的,即使出現(xiàn)系統(tǒng)故障也能夠保持。

銀行轉(zhuǎn)帳就是事務(wù)的一個典型例子。

2.并發(fā)事務(wù)處理帶來的問題

相對于串行處理來說,并發(fā)事務(wù)處理能大大增加數(shù)據(jù)庫資源的利用率,提高數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的事務(wù)吞吐量,從而可以支持更多的用戶。但并發(fā)事務(wù)處理也會帶來一些問題,主要包括以下幾種情況。

  • 更新丟失(Lost Update):當(dāng)兩個或多個事務(wù)選擇同一行,然后基于最初選定的值更新該行時,由于每個事務(wù)都不知道其他事務(wù)的存在,就會發(fā)生丟失更新問題--最后的更新覆蓋了由其他事務(wù)所做的更新。例如,兩個編輯人員制作了同一文檔的電子副本。每個編輯人員獨(dú)立地更改其副本,然后保存更改后的副本,這樣就覆蓋了原始文檔。最后保存其更改副本的編輯人員覆蓋另一個編輯人員所做的更改。如果在一個編輯人員完成并提交事務(wù)之前,另一個編輯人員不能訪問同一文件,則可避免此問題。

  • 臟讀(Dirty Reads):一個事務(wù)正在對一條記錄做修改,在這個事務(wù)完成并提交前,這條記錄的數(shù)據(jù)就處于不一致狀態(tài);這時,另一個事務(wù)也來讀取同一條記錄,如果不加控制,第二個事務(wù)讀取了這些“臟”數(shù)據(jù),并據(jù)此做進(jìn)一步的處理,就會產(chǎn)生未提交的數(shù)據(jù)依賴關(guān)系。這種現(xiàn)象被形象地叫做"臟讀"。

  • 不可重復(fù)讀(Non-Repeatable Reads):一個事務(wù)在讀取某些數(shù)據(jù)后的某個時間,再次讀取以前讀過的數(shù)據(jù),卻發(fā)現(xiàn)其讀出的數(shù)據(jù)已經(jīng)發(fā)生了改變、或某些記錄已經(jīng)被刪除了!這種現(xiàn)象就叫做“不可重復(fù)讀”。

  • 幻讀(Phantom Reads):一個事務(wù)按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的數(shù)據(jù),卻發(fā)現(xiàn)其他事務(wù)插入了滿足其查詢條件的新數(shù)據(jù),這種現(xiàn)象就稱為“幻讀”。

3.事務(wù)隔離級別

在上面講到的并發(fā)事務(wù)處理帶來的問題中,“更新丟失”通常是應(yīng)該完全避免的。但防止更新丟失,并不能單靠數(shù)據(jù)庫事務(wù)控制器來解決,需要應(yīng)用程序?qū)σ碌臄?shù)據(jù)加必要的鎖來解決,因此,防止更新丟失應(yīng)該是應(yīng)用的責(zé)任。

“臟讀”、“不可重復(fù)讀”和“幻讀”,其實(shí)都是數(shù)據(jù)庫讀一致性問題,必須由數(shù)據(jù)庫提供一定的事務(wù)隔離機(jī)制來解決。數(shù)據(jù)庫實(shí)現(xiàn)事務(wù)隔離的方式,基本上可分為以下兩種。

  • 一種是在讀取數(shù)據(jù)前,對其加鎖,阻止其他事務(wù)對數(shù)據(jù)進(jìn)行修改。

  • 另一種是不用加任何鎖,通過一定機(jī)制生成一個數(shù)據(jù)請求時間點(diǎn)的一致性數(shù)據(jù)快照(Snapshot),并用這個快照來提供一定級別(語句級或事務(wù)級)的一致性讀取。從用戶的角度來看,好像是數(shù)據(jù)庫可以提供同一數(shù)據(jù)的多個版本,因此,這種技術(shù)叫做數(shù)據(jù)多版本并發(fā)控制(MultiVersion Concurrency Control,簡稱MVCC或MCC),也經(jīng)常稱為多版本數(shù)據(jù)庫。

數(shù)據(jù)庫的事務(wù)隔離越嚴(yán)格,并發(fā)副作用越小,但付出的代價也就越大,因為事務(wù)隔離實(shí)質(zhì)上就是使事務(wù)在一定程度上 “串行化”進(jìn)行,這顯然與“并發(fā)”是矛盾的。同時,不同的應(yīng)用對讀一致性和事務(wù)隔離程度的要求也是不同的,比如許多應(yīng)用對“不可重復(fù)讀”和“幻讀”并不敏感,可能更關(guān)心數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的能力。

為了解決“隔離”與“并發(fā)”的矛盾,ISO/ANSI SQL92定義了4個事務(wù)隔離級別,每個級別的隔離程度不同,允許出現(xiàn)的副作用也不同,應(yīng)用可以根據(jù)自己的業(yè)務(wù)邏輯要求,通過選擇不同的隔離級別來平衡 “隔離”與“并發(fā)”的矛盾。下表很好地概括了這4個隔離級別的特性。

4種隔離級別比較

讀數(shù)據(jù)一致性及允許的并發(fā)副作用

隔離級別

讀數(shù)據(jù)一致性 臟讀 不可重復(fù)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(shù)據(jù)

已提交度(Read committed)

語句級

可重復(fù)讀(Repeatable read)

事務(wù)級

可序列化(Serializable)

最高級別,事務(wù)級

最后要說明的是:各具體數(shù)據(jù)庫并不一定完全實(shí)現(xiàn)了上述4個隔離級別,例如,Oracle只提供Read committed和Serializable兩個標(biāo)準(zhǔn)隔離級別,另外還提供自己定義的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,還支持一個叫做“快照”的隔離級別,但嚴(yán)格來說它是一個用MVCC實(shí)現(xiàn)的Serializable隔離級別。MySQL 支持全部4個隔離級別,但在具體實(shí)現(xiàn)時,有一些特點(diǎn),比如在一些隔離級別下是采用MVCC一致性讀,但某些情況下又不是,這些內(nèi)容在后面的章節(jié)中將會做進(jìn)一步介紹。

獲取InnoDB行鎖爭用情況

可以通過檢查InnoDB_row_lock狀態(tài)變量來分析系統(tǒng)上的行鎖的爭奪情況:

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)

如果發(fā)現(xiàn)鎖爭用比較嚴(yán)重,如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比較高,還可以通過設(shè)置InnoDB Monitors來進(jìn)一步觀察發(fā)生鎖沖突的表、數(shù)據(jù)行等,并分析鎖爭用的原因。

具體方法如下:

mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)

然后就可以用下面的語句來進(jìn)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(jiān)視器可以通過發(fā)出下列語句來停止查看:

mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)

設(shè)置監(jiān)視器后,在SHOW INNODB STATUS的顯示內(nèi)容中,會有詳細(xì)的當(dāng)前鎖等待的信息,包括表名、鎖類型、鎖定記錄的情況等,便于進(jìn)行進(jìn)一步的分析和問題的確定。打開監(jiān)視器以后,默認(rèn)情況下每15秒會向日志中記錄監(jiān)控的內(nèi)容,如果長時間打開會導(dǎo)致.err文件變得非常的巨大,所以用戶在確認(rèn)問題原因之后,要記得刪除監(jiān)控表以關(guān)閉監(jiān)視器,或者通過使用“--console”選項來啟動服務(wù)器以關(guān)閉寫日志文件。

InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實(shí)現(xiàn)了以下兩種類型的行鎖。

  • 共享鎖(S):允許一個事務(wù)去讀一行,阻止其他事務(wù)獲得相同數(shù)據(jù)集的排他鎖。

  • 排他鎖(X):允許獲得排他鎖的事務(wù)更新數(shù)據(jù),阻止其他事務(wù)取得相同數(shù)據(jù)集的共享讀鎖和排他寫鎖。另外,為了允許行鎖和表鎖共存,實(shí)現(xiàn)多粒度鎖機(jī)制,InnoDB還有兩種內(nèi)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(wù)打算給數(shù)據(jù)行加行共享鎖,事務(wù)在給一個數(shù)據(jù)行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。

  • 意向排他鎖(IX):事務(wù)打算給數(shù)據(jù)行加行排他鎖,事務(wù)在給一個數(shù)據(jù)行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。

上述鎖模式的兼容情況具體如下表所示。

InnoDB行鎖模式兼容性列表

請求鎖模式

是否兼容

當(dāng)前鎖模式

X IX S IS
X 沖突 沖突 沖突 沖突
IX 沖突 兼容 沖突 兼容
S 沖突 沖突 兼容 兼容
IS 沖突 兼容 兼容 兼容

如果一個事務(wù)請求的鎖模式與當(dāng)前的鎖兼容,InnoDB就將請求的鎖授予該事務(wù);反之,如果兩者不兼容,該事務(wù)就要等待鎖釋放。

意向鎖是InnoDB自動加的,不需用戶干預(yù)。對于UPDATE、DELETE和INSERT語句,InnoDB會自動給涉及數(shù)據(jù)集加排他鎖(X);對于普通SELECT語句,InnoDB不會加任何鎖;事務(wù)可以通過以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獲得共享鎖,主要用在需要數(shù)據(jù)依存關(guān)系時來確認(rèn)某行記錄是否存在,并確保沒有人對這個記錄進(jìn)行UPDATE或者DELETE操作。但是如果當(dāng)前事務(wù)也需要對該記錄進(jìn)行更新操作,則很有可能造成死鎖,對于鎖定行記錄后需要進(jìn)行更新操作的應(yīng)用,應(yīng)該使用SELECT... FOR UPDATE方式獲得排他鎖。

在如下表所示的例子中,使用了SELECT ... IN SHARE MODE加鎖后再更新記錄,看看會出現(xiàn)什么情況,其中actor表的actor_id字段為主鍵。

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(dāng)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)

其他session仍然可以查詢記錄,并也可以對該記錄加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(dāng)前session對鎖定的記錄進(jìn)行更新操作,等待鎖:

mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;

等待

其他session也對該記錄進(jìn)行更新操作,則會導(dǎo)致死鎖退出:

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

獲得鎖后,可以成功更新:

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(dāng)使用SELECT...FOR UPDATE加鎖后再更新記錄,出現(xiàn)如下表所示的情況。

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(dāng)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)

其他session可以查詢該記錄,但是不能對該記錄加共享鎖,會等待獲得鎖:

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(dāng)前session可以對鎖定的記錄進(jìn)行更新操作,更新后釋放鎖:

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)

其他session獲得鎖,得到其他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(shí)現(xiàn)方式

InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項加鎖來實(shí)現(xiàn)的,這一點(diǎn)MySQL與Oracle不同,后者是通過在數(shù)據(jù)塊中對相應(yīng)數(shù)據(jù)行加鎖來實(shí)現(xiàn)的。InnoDB這種行鎖實(shí)現(xiàn)特點(diǎn)意味著:只有通過索引條件檢索數(shù)據(jù),InnoDB才使用行級鎖,否則,InnoDB將使用表鎖!

在實(shí)際應(yīng)用中,要特別注意InnoDB行鎖的這一特性,不然的話,可能導(dǎo)致大量的鎖沖突,從而影響并發(fā)性能。下面通過一些實(shí)際例子來加以說明。

(1)在不通過索引條件查詢的時候,InnoDB確實(shí)使用的是表鎖,而不是行鎖。

在如下所示的例子中,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

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在請求其他行的排他鎖時,卻出現(xiàn)了鎖等待!原因就是在沒有索引的情況下,InnoDB只能使用表鎖。當(dāng)我們給其增加一個索引后,InnoDB就只鎖定了符合條件的行,如下表所示。

創(chuàng)建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

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)由于MySQL的行鎖是針對索引加的鎖,不是針對記錄加的鎖,所以雖然是訪問不同行的記錄,但是如果是使用相同的索引鍵,是會出現(xiàn)鎖沖突的。應(yīng)用設(shè)計的時候要注意這一點(diǎn)。

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

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不同的記錄,但是因為使用了相同的索引,所以需要等待鎖:

mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '4' for update;

等待

(3)當(dāng)表有多個索引的時候,不同的事務(wù)可以使用不同的索引鎖定不同的行,另外,不論是使用主鍵索引、唯一索引或普通索引,InnoDB都會使用行鎖來對數(shù)據(jù)加鎖。

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

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同索引的阻塞例子

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,因為記錄沒有被索引,所以可以獲得鎖:

mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)

由于訪問的記錄已經(jīng)被session_1鎖定,所以等待獲得鎖。:

mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update;

(4)即便在條件中使用了索引字段,但是否使用索引來檢索數(shù)據(jù)是由MySQL通過判斷不同執(zhí)行計劃的代價來決定的,如果MySQL認(rèn)為全表掃描效率更高,比如對一些很小的表,它就不會使用索引,這種情況下InnoDB將使用表鎖,而不是行鎖。因此,在分析鎖沖突時,別忘了檢查SQL的執(zhí)行計劃,以確認(rèn)是否真正使用了索引。

在下面的例子中,檢索值的數(shù)據(jù)類型與索引字段不同,雖然MySQL能夠進(jìn)行數(shù)據(jù)類型轉(zhuǎn)換,但卻不會使用索引,從而導(dǎo)致InnoDB使用表鎖。通過用explain檢查兩條SQL的執(zhí)行計劃,我們可以清楚地看到了這一點(diǎn)。

例子中tab_with_index表的name字段有索引,但是name字段是varchar類型的,如果where條件中不是和varchar類型進(jìn)行比較,則會對name進(jìn)行類型轉(zhuǎn)換,而執(zhí)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(dāng)我們用范圍條件而不是相等條件檢索數(shù)據(jù),并請求共享或排他鎖時,InnoDB會給符合條件的已有數(shù)據(jù)記錄的索引項加鎖;對于鍵值在條件范圍內(nèi)但并不存在的記錄,叫做“間隙(GAP)”,InnoDB也會對這個“間隙”加鎖,這種鎖機(jī)制就是所謂的間隙鎖(Next-Key鎖)。

舉例來說,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;

是一個范圍條件的檢索,InnoDB不僅會對符合條件的empid值為101的記錄加鎖,也會對empid大于101(這些記錄并不存在)的“間隙”加鎖。

InnoDB使用間隙鎖的目的,一方面是為了防止幻讀,以滿足相關(guān)隔離級別的要求,對于上面的例子,要是不使用間隙鎖,如果其他事務(wù)插入了empid大于100的任何記錄,那么本事務(wù)如果再次執(zhí)行上述語句,就會發(fā)生幻讀;另外一方面,是為了滿足其恢復(fù)和復(fù)制的需要。有關(guān)其恢復(fù)和復(fù)制對鎖機(jī)制的影響,以及不同隔離級別下InnoDB使用間隙鎖的情況,在后續(xù)的章節(jié)中會做進(jìn)一步介紹。

很顯然,在使用范圍條件檢索并鎖定記錄時,InnoDB這種加鎖機(jī)制會阻塞符合條件范圍內(nèi)鍵值的并發(fā)插入,這往往會造成嚴(yán)重的鎖等待。因此,在實(shí)際應(yīng)用開發(fā)中,尤其是并發(fā)插入比較多的應(yīng)用,我們要盡量優(yōu)化業(yè)務(wù)邏輯,盡量使用相等條件來訪問更新數(shù)據(jù),避免使用范圍條件。

還要特別說明的是,InnoDB除了通過范圍條件加鎖時使用間隙鎖外,如果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(dāng)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,如果其他session插入empid為102的記錄(注意:這條記錄并不存在),也會出現(xiàn)鎖等待:

mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);

阻塞等待

Session_1 執(zhí)行rollback:

mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (13.04 sec)

由于其他session_1回退后釋放了Next-Key鎖,當(dāng)前session可以獲得鎖并成功插入記錄:

mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

恢復(fù)和復(fù)制的需要,對InnoDB鎖機(jī)制的影響

MySQL通過BINLOG錄執(zhí)行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新數(shù)據(jù)的SQL語句,并由此實(shí)現(xiàn)MySQL數(shù)據(jù)庫的恢復(fù)和主從復(fù)制(可以參見本書“管理篇”的介紹)。MySQL的恢復(fù)機(jī)制(復(fù)制其實(shí)就是在Slave Mysql不斷做基于BINLOG的恢復(fù))有以下特點(diǎn)。

l 一是MySQL的恢復(fù)是SQL語句級的,也就是重新執(zhí)行BINLOG中的SQL語句。這與Oracle數(shù)據(jù)庫不同,Oracle是基于數(shù)據(jù)庫文件塊的。

l 二是MySQL的Binlog是按照事務(wù)提交的先后順序記錄的,恢復(fù)也是按這個順序進(jìn)行的。這點(diǎn)也與Oralce不同,Oracle是按照系統(tǒng)更新號(System Change Number,SCN)來恢復(fù)數(shù)據(jù)的,每個事務(wù)開始時,Oracle都會分配一個全局唯一的SCN,SCN的順序與事務(wù)開始的時間順序是一致的。

從上面兩點(diǎn)可知,MySQL的恢復(fù)機(jī)制要求:在一個事務(wù)未提交前,其他并發(fā)事務(wù)不能插入滿足其鎖定條件的任何記錄,也就是不允許出現(xiàn)幻讀,這已經(jīng)超過了ISO/ANSI SQL92“可重復(fù)讀”隔離級別的要求,實(shí)際上是要求事務(wù)要串行化。這也是許多情況下,InnoDB要用到間隙鎖的原因,比如在用范圍條件更新記錄時,無論在Read Commited或是Repeatable Read隔離級別下,InnoDB都要使用間隙鎖,但這并不是隔離級別要求的,有關(guān)InnoDB在不同隔離級別下加鎖的差異在下一小節(jié)還會介紹。

另外,對于“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,用戶并沒有對source_tab做任何更新操作,但MySQL對這種SQL語句做了特別處理。先來看如下表的例子。

CTAS操作給原表加鎖例子

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(jié)果

commit;

在上面的例子中,只是簡單地讀 source_tab表的數(shù)據(jù),相當(dāng)于執(zhí)行一個普通的SELECT語句,用一致性讀就可以了。ORACLE正是這么做的,它通過MVCC技術(shù)實(shí)現(xiàn)的多版本數(shù)據(jù)來實(shí)現(xiàn)一致性讀,不需要給source_tab加任何鎖。我們知道InnoDB也實(shí)現(xiàn)了多版本數(shù)據(jù),對普通的SELECT一致性讀,也不需要加任何鎖;但這里InnoDB卻給source_tab加了共享鎖,并沒有使用多版本數(shù)據(jù)一致性讀技術(shù)!

MySQL為什么要這么做呢?其原因還是為了保證恢復(fù)和復(fù)制的正確性。因為不加鎖的話,如果在上述語句執(zhí)行過程中,其他事務(wù)對source_tab做了更新操作,就可能導(dǎo)致數(shù)據(jù)恢復(fù)的結(jié)果錯誤。為了演示這一點(diǎn),我們再重復(fù)一下前面的例子,不同的是在session_1執(zhí)行事務(wù)前,先將系統(tǒng)變量 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設(shè)置為“on”(其默認(rèn)值為off),具體結(jié)果如下表所示。

CTAS操作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,可以對session_1的select的記錄進(jìn)行更新操作。

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)

更新操作先提交

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)

插入操作后提交

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.07 sec)

此時查看數(shù)據(jù),target_tab中可以插入source_tab更新前的結(jié)果,這符合應(yīng)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(shè)置系統(tǒng)變量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值為“on”后,InnoDB不再對source_tab加鎖,結(jié)果也符合應(yīng)用邏輯,但是如果分析BINLOG的內(nèi)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;
......

可以發(fā)現(xiàn),在BINLOG中,更新操作的位置在INSERT...SELECT之前,如果使用這個BINLOG進(jìn)行數(shù)據(jù)庫恢復(fù),恢復(fù)的結(jié)果與實(shí)際的應(yīng)用邏輯不符;如果進(jìn)行復(fù)制,就會導(dǎo)致主從數(shù)據(jù)庫不一致!

通過上面的例子,我們就不難理解為什么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,而不是使用對并發(fā)影響最小的多版本數(shù)據(jù)來實(shí)現(xiàn)一致性讀。還要特別說明的是,如果上述語句的SELECT是范圍條件,InnoDB還會給源表加間隙鎖(Next-Lock)。

因此,INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...語句,可能會阻止對源表的并發(fā)更新,造成對源表鎖的等待。如果查詢比較復(fù)雜的話,會造成嚴(yán)重的性能問題,我們在應(yīng)用中應(yīng)盡量避免使用。實(shí)際上,MySQL將這種SQL叫作不確定(non-deterministic)的SQL,不推薦使用。

如果應(yīng)用中一定要用這種SQL來實(shí)現(xiàn)業(yè)務(wù)邏輯,又不希望對源表的并發(fā)更新產(chǎn)生影響,可以采取以下兩種措施:

  • 一是采取上面示例中的做法,將innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設(shè)置為“on”,強(qiáng)制MySQL使用多版本數(shù)據(jù)一致性讀。但付出的代價是可能無法用binlog正確地恢復(fù)或復(fù)制數(shù)據(jù),因此,不推薦使用這種方式。

  • 二是通過使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“l(fā)oad data infile ...”語句組合來間接實(shí)現(xiàn),采用這種方式MySQL不會給source_tab加鎖。

InnoDB在不同隔離級別下的一致性讀及鎖的差異

前面講過,鎖和多版本數(shù)據(jù)是InnoDB實(shí)現(xiàn)一致性讀和ISO/ANSI SQL92隔離級別的手段,因此,在不同的隔離級別下,InnoDB處理SQL時采用的一致性讀策略和需要的鎖是不同的。同時,數(shù)據(jù)恢復(fù)和復(fù)制機(jī)制的特點(diǎn),也對一些SQL的一致性讀策略和鎖策略有很大影響。將這些特性歸納成如下表所示的內(nèi)容,以便讀者查閱。

InnoDB存儲引擎中不同SQL在不同隔離級別下鎖比較

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
范圍 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share Next-Key
update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks Exclusive locks
范圍 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
Insert N/A exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
replace 無鍵沖突 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
鍵沖突 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
delete 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
范圍 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
范圍 Share locks Share locks Share Next-Key Share Next-Key
Select * from ... For update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
范圍 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

從上表可以看出:對于許多SQL,隔離級別越高,InnoDB給記錄集加的鎖就越嚴(yán)格(尤其是使用范圍條件的時候),產(chǎn)生鎖沖突的可能性也就越高,從而對并發(fā)性事務(wù)處理性能的影響也就越大。因此,我們在應(yīng)用中,應(yīng)該盡量使用較低的隔離級別,以減少鎖爭用的機(jī)率。實(shí)際上,通過優(yōu)化事務(wù)邏輯,大部分應(yīng)用使用Read Commited隔離級別就足夠了。對于一些確實(shí)需要更高隔離級別的事務(wù),可以通過在程序中執(zhí)行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE動態(tài)改變隔離級別的方式滿足需求。

什么時候使用表鎖

對于InnoDB表,在絕大部分情況下都應(yīng)該使用行級鎖,因為事務(wù)和行鎖往往是我們之所以選擇InnoDB表的理由。但在個別特殊事務(wù)中,也可以考慮使用表級鎖。

  • 第一種情況是:事務(wù)需要更新大部分或全部數(shù)據(jù),表又比較大,如果使用默認(rèn)的行鎖,不僅這個事務(wù)執(zhí)行效率低,而且可能造成其他事務(wù)長時間鎖等待和鎖沖突,這種情況下可以考慮使用表鎖來提高該事務(wù)的執(zhí)行速度。

  • 第二種情況是:事務(wù)涉及多個表,比較復(fù)雜,很可能引起死鎖,造成大量事務(wù)回滾。這種情況也可以考慮一次性鎖定事務(wù)涉及的表,從而避免死鎖、減少數(shù)據(jù)庫因事務(wù)回滾帶來的開銷。

當(dāng)然,應(yīng)用中這兩種事務(wù)不能太多,否則,就應(yīng)該考慮使用MyISAM表了。

在InnoDB下,使用表鎖要注意以下兩點(diǎn)。

(1)使用LOCK TABLES雖然可以給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(fù)責(zé)的,僅當(dāng)autocommit=0、innodb_table_locks=1(默認(rèn)設(shè)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,這種情況下,InnoDB才能自動識別涉及表級鎖的死鎖;否則,InnoDB將無法自動檢測并處理這種死鎖。有關(guān)死鎖,下一小節(jié)還會繼續(xù)討論。

(2)在用 LOCK TABLES對InnoDB表加鎖時要注意,要將AUTOCOMMIT設(shè)為0,否則MySQL不會給表加鎖;事務(wù)結(jié)束前,不要用UNLOCK TABLES釋放表鎖,因為UNLOCK TABLES會隱含地提交事務(wù);COMMIT或ROLLBACK并不能釋放用LOCK TABLES加的表級鎖,必須用UNLOCK TABLES釋放表鎖。正確的方式見如下語句:

例如,如果需要寫表t1并從表t讀,可以按如下做:

SET AUTOCOMMIT=0;
LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and t2 here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;

關(guān)于死鎖

上文講過,MyISAM表鎖是deadlock free的,這是因為MyISAM總是一次獲得所需的全部鎖,要么全部滿足,要么等待,因此不會出現(xiàn)死鎖。但在InnoDB中,除單個SQL組成的事務(wù)外,鎖是逐步獲得的,這就決定了在InnoDB中發(fā)生死鎖是可能的。如下所示的就是一個發(fā)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;
...

做一些其他處理...

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

做一些其他處理...
mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;

死鎖

在上面的例子中,兩個事務(wù)都需要獲得對方持有的排他鎖才能繼續(xù)完成事務(wù),這種循環(huán)鎖等待就是典型的死鎖。

發(fā)生死鎖后,InnoDB一般都能自動檢測到,并使一個事務(wù)釋放鎖并回退,另一個事務(wù)獲得鎖,繼續(xù)完成事務(wù)。但在涉及外部鎖,或涉及表鎖的情況下,InnoDB并不能完全自動檢測到死鎖,這需要通過設(shè)置鎖等待超時參數(shù) innodb_lock_wait_timeout來解決。需要說明的是,這個參數(shù)并不是只用來解決死鎖問題,在并發(fā)訪問比較高的情況下,如果大量事務(wù)因無法立即獲得所需的鎖而掛起,會占用大量計算機(jī)資源,造成嚴(yán)重性能問題,甚至拖跨數(shù)據(jù)庫。我們通過設(shè)置合適的鎖等待超時閾值,可以避免這種情況發(fā)生。

通常來說,死鎖都是應(yīng)用設(shè)計的問題,通過調(diào)整業(yè)務(wù)流程、數(shù)據(jù)庫對象設(shè)計、事務(wù)大小,以及訪問數(shù)據(jù)庫的SQL語句,絕大部分死鎖都可以避免。下面就通過實(shí)例來介紹幾種避免死鎖的常用方法。

(1)在應(yīng)用中,如果不同的程序會并發(fā)存取多個表,應(yīng)盡量約定以相同的順序來訪問表,這樣可以大大降低產(chǎn)生死鎖的機(jī)會。在下面的例子中,由于兩個session訪問兩個表的順序不同,發(fā)生死鎖的機(jī)會就非常高!但如果以相同的順序來訪問,死鎖就可以避免。

InnoDB存儲引擎中表順序造成的死鎖例子

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(shù)據(jù)的時候,如果事先對數(shù)據(jù)排序,保證每個線程按固定的順序來處理記錄,也可以大大降低出現(xiàn)死鎖的可能。

InnoDB存儲引擎中表數(shù)據(jù)操作順序不一致造成的死鎖例子

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(wù)中,如果要更新記錄,應(yīng)該直接申請足夠級別的鎖,即排他鎖,而不應(yīng)先申請共享鎖,更新時再申請排他鎖,因為當(dāng)用戶申請排他鎖時,其他事務(wù)可能又已經(jīng)獲得了相同記錄的共享鎖,從而造成鎖沖突,甚至死鎖。

(4)前面講過,在REPEATABLE-READ隔離級別下,如果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情況下,兩個線程都會加鎖成功。程序發(fā)現(xiàn)記錄尚不存在,就試圖插入一條新記錄,如果兩個線程都這么做,就會出現(xiàn)死鎖。這種情況下,將隔離級別改成READ COMMITTED,就可避免問題,如下所示。

InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子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(dāng)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');

其他session也可以對不存在的記錄加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

因為其他session也對該記錄加了鎖,所以當(dāng)前的插入會等待:

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

等待

因為其他session已經(jīng)對記錄進(jìn)行了更新,這時候再插入記錄就會提示死鎖并退出:

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

由于其他session已經(jīng)退出,當(dāng)前session可以獲得鎖并成功插入記錄:

mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

(5)當(dāng)隔離級別為READ COMMITTED時,如果兩個線程都先執(zhí)行SELECT...FOR UPDATE,判斷是否存在符合條件的記錄,如果沒有,就插入記錄。此時,只有一個線程能插入成功,另一個線程會出現(xiàn)鎖等待,當(dāng)?shù)?個線程提交后,第2個線程會因主鍵重出錯,但雖然這個線程出錯了,卻會獲得一個排他鎖!這時如果有第3個線程又來申請排他鎖,也會出現(xiàn)死鎖。

對于這種情況,可以直接做插入操作,然后再捕獲主鍵重異常,或者在遇到主鍵重錯誤時,總是執(zhí)行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖,如下所示。

InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子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獲得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)

由于記錄不存在,session_2也可以獲得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可以成功插入記錄:

mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Session_2插入申請等待獲得鎖:

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獲得鎖,發(fā)現(xiàn)插入記錄主鍵重,這個時候拋出了異常,但是并沒有釋放共享鎖:

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申請獲得共享鎖,因為session_2已經(jīng)鎖定該記錄,所以session_3需要等待:

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

等待

這個時候,如果session_2直接對記錄進(jìn)行更新操作,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釋放鎖后,session_3獲得鎖:

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)

盡管通過上面介紹的設(shè)計和SQL優(yōu)化等措施,可以大大減少死鎖,但死鎖很難完全避免。因此,在程序設(shè)計中總是捕獲并處理死鎖異常是一個很好的編程習(xí)慣。

如果出現(xiàn)死鎖,可以用SHOW INNODB STATUS命令來確定最后一個死鎖產(chǎn)生的原因。返回結(jié)果中包括死鎖相關(guān)事務(wù)的詳細(xì)信息,如引發(fā)死鎖的SQL語句,事務(wù)已經(jīng)獲得的鎖,正在等待什么鎖,以及被回滾的事務(wù)等。據(jù)此可以分析死鎖產(chǎn)生的原因和改進(jìn)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)
……

本文全面講解了Mysql表鎖,行鎖,共享鎖,排它鎖,間隙鎖的詳細(xì)使用方法,希望對大家有所幫助

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