1 MySQL的三种锁
1.1 表锁
- 开销小，加锁快
- 不会出现死锁
- 锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低
1.2 行锁
- 开销大，加锁慢
- 会出现死锁
- 锁定粒度小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高
1.3 页锁
- 开销和加锁时间介于表锁和行锁之间
- 会出现死锁
- 锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般
1.4 引擎与锁
-
MyISAM和MEMORY支持表锁 - BDB支持页锁,也支持表锁
-
Innodb既支持行锁,也支持表锁,默认行锁
1.5 查询表锁争用情况
检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量分析
- table_locks_immediate : 可以立即获取锁的次数
- table_locks_waited : 不能立即获取锁，需要等待锁的次数
table_locks_waited 的值越高，则说明存在严重的表级锁的争用情况
2 表锁模式（MyISAM)
ＭySQL的表锁有两种模式
- 表共享读锁（Table Read Lock）
- 表独占写锁（Table Write Lock）
2.1 表锁兼容性
锁模式的兼容如下表
| 是否兼容 | 请求none | 请求读锁 | 请求写锁 |
|---|---|---|---|
| 当前处于读锁 | 是 | 是 | 否 |
| 当前处于写锁 | 是 | 否 | 否 |
可见，对ＭyISAM表的读操作,不会阻塞其他用户对同一表的读请求,但会阻塞对同一表的写请求;
对ＭyISAM表的写操作,则会阻塞其他用户对同一表的读和写请求;
ＭyISAM表的读和写操作之间,以及写和写操作之间是串行的!(当某一线程获得对一个表的写锁后,只有持有锁的线程可以对表进行更新操作.其他线程的读、写操作都会等待,直到锁被释放为止)
2.2 如何加表锁
对于 MyISAM 引擎
- 执行
select前,会自动给涉及的所有表加 读 - 执行更新（update,delete,insert)会自动给涉及到的表加 写
不需要用户直接显式用lock table命令
对于给MyISAM显式加锁，一般是为了在一定程度上模拟事务操作，实现对某一个时间点多个表一致性读取
2.2.1 实例
- 订单表 - orders
记录各订单的总金额total - 订单明细表 - order_detail
记录各订单每一产品的金额小计subtotal
假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符,可能就需要执行如下两条SQL
图片上传失败...(image-3017e3-1547370332969)
这时,如果不先给这两个表加锁,就可能产生错误的结果;
因为第一条语句执行过程中,order_detail表可能已经发生了改变.
因此,正确写法应该如下
图片上传失败...(image-8081d7-1547370332969)
2.2.2 注意点
- 上面的例子在LOCK TABLES时加了‘local’选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾插入记录
- 在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及表的锁，并且MySQL支持锁升级;
也就是说，在执行LOCK TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；
同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作
其实，在自动加锁的情况下也基本如此，MySQL会一次获得SQL语句所需要的全部锁.这也正是MyISAM表不会出现死锁（Deadlock Free）的原因
| session1 | session2 |
|---|---|
获得表 film_text 的读锁 lock table film_text read; |
|
| 可select * from film_text | 可select * from film_text |
| 不能查询没有锁定的表 :select * from film | 可查询/更新未锁定的表: select * from film |
| 插入或更新锁定表会提示错误 update...from film_text | 更新锁定表会等待 update...from film_text |
| 释放锁 unlock tables | 等待 |
| | 获得锁，更新成功 |
2.3 tips
当使用lock tables时,不仅需要一次锁定用到的所有表
且同一表在SQL语句中出现多少次,就要通过与SQL语句中别名锁多少次
lock table actor read会提示错误
select a.first_name.....需要对别名分别锁定
lock table actor as a read,actor as b read;3 MyISAM的并发锁
在一定条件下，MyISAM也支持并发插入和读取
3.1 系统变量 : concurrent_insert
控制其并发插入的行为,其值分别可以为
- 0 不允许并发插入,所有插入对表加互斥锁
- 1 只要表中无空洞,就允许并发插入.
MyISAM允许在一个读表的同时，另一个进程从表尾插入记录(MySQL的默认设置) - 2 无论MyISAM表中有无空洞,都强制在表尾并发插入记录
若无读线程,新行插入空洞中
可以利用MyISAM的并发插入特性，来解决应用中对同表查询和插入的锁争用
例如,将concurrent_insert系统变量设为2，总是允许并发插入;
同时,通过定期在系统空闲时段执行OPTIONMIZE TABLE语句来整理空间碎片，收到因删除记录而产生的中间空洞
删除操作不会重整整个表,只是把 行 标记为删除,在表中留下空洞
MyISAM倾向于在可能时填满这些空洞,插入时就会重用这些空间,无空洞则把新行插到表尾
3.2 MyISAM的锁调度
MyISAM的读和写锁互斥,读操作串行的
- 一个进程请求某个
MyISAM表的读锁,同时另一个进程也请求同表的写锁，MySQL如何处理呢？
写进程先获得锁!!!
不仅如此,即使读进程先请求先到锁等待队列,写请求后到,写锁也会插到读请求之前!!!
这是因为MySQL认为写请求一般比读请求重要
这也正是MyISAM表不适合有大量更新 / 查询操作应用的原因
大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁,从而可能永远阻塞
幸好,我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为
- 指定启动参数
low-priority-updates
使MyISAM引擎默认给予读请求以优先权利 - 执行命令
SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1
使该连接发出的更新请求优先级降低 - 指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的
LOW_PRIORITY属性
降低该语句的优先级
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用（如用户登录系统）中，读锁等待严重的问题
另外，MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突;
即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值;
当一个表的读锁达到这个值后，MySQL便暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会
* * *
4 InnoDB锁
InnoDB与MyISAM的最大不同有两点
- 支持事务
- 采用行锁
行级锁和表级锁本来就有许多不同之处，另外，事务的引入也带来了一些新问题
4.1 事务
一组SQL语句组成的逻辑处理单元
- 原子性(Actomicity)
事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行 - 一致性（Consistent）
在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态
这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持完整性
事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的
- 隔离性（Isolation）
一个事务所做的修改在最终提交前对其他事务不可见 - 持久性（Durability）
一旦事务提交，它对于数据的修改会持久化到DB
4.2 事务的问题
相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持可以支持更多的用户
但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况
- 更新丢失（Lost Update）
当多个事务选择同一行,然后基于最初选定值更新该行时，由于事务隔离性，最后的更新覆盖了其他事务所做的更新.
例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的修改;
如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题
- 脏读（Dirty Reads）
一个事务正在对一条记录做修改，在该事务提交前，这条记录的数据就处于不一致状态
这时，另一个事务也来读取同一条记录，读取了这些未提交的数据
- 不可重复读（Non-Repeatable Reads）
一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除 - 幻读（Phantom Reads)
一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据
4.3 事务隔离级别
在并发事务的问题中，“更新丢失”通常应该是完全避免的;
但防止更新丢失,并不能单靠数据库事务控制器来解决,需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决,因此，防止更新丢失应该是应用的责任
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”,其实都是数据库读一致性问题,必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决
数据库实现事务隔离的方式，基本可以分为以下两种
- 在读取数据前,对其
加锁,防止其他事务对数据进行修改 -
不加任何锁,通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照,并用这个快照来提供一定级别(语句级或事务级)的一致性读取.
从用户的角度,好像是数据库可以提供同一数据的多个版本,因此,这种技术叫做数据多版本并发控制（ＭultiVersion Concurrency Control,MVCC），也经常称为多版本数据库
数据库的事务隔离级别越严格,并发副作用越小,但付出的代价也越大
因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行,这显然与“并发”矛盾
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ANSI SQL定义了４种隔离级别
| 隔离级别/读数据一致性及允许的并发副作用 | 读数据一致性 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|---|
| 未提交读（Read uncommitted） | 最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交度（Read committed） | 语句级 | 否 | 是 | 是 |
| 可重复读（Repeatable read） | 事务级 | 否 | 否 | 是 |
| 可序列化（Serializable） | 最高级别，事务级 | 否 | 否 | 否 |
查看Innodb行锁争用情况
如果发现争用比较严重，如
Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值比较高
查询information_schema相关表来查看锁情况
设置Innodb monitors
进一步观察发生锁冲突的表，数据行等，并分析锁争用的原因
停止监视器
默认情况每15秒会向日志中记录监控的内容;
如果长时间打开会导致.err文件变得非常巨大;
所以确认原因后,要删除监控表关闭监视器,或者通过使用--console选项来启动服务器以关闭写日志功能
4.4 InnoDB的行锁
InnoDB支持以下两种类型的行锁
- 共享锁（读锁S）
若事务 T 对数据对象 A 加了 S 锁;
则事务 T 可以读 A 但不能修改 A;
其它事务只能再对它加 S 锁,而不能加 X 锁,直到 T 释放 A 上的 S 锁;
这保证了,其他事务可以读 A，但在事务 T 释放 S 锁之前，不能对 A 做任何修改操作.
- 排他锁（写锁X）
若事务 T 对数据对象A加 X 锁;
事务 T 可以读 A 也可以修改 A;
其他事务不能对 A 加任何锁,直到 T 释放 A 上的锁;
这保证了,其他事务在 T 释放 A 上的锁之前不能再读取和修改 A .
MySQL InnoDB默认行级锁
行级锁都是基于索引的,若一条SQL语句用不到索引是不会使用行级锁的,会使用表级锁把整张表锁住
为了允许行/表锁共存,实现多粒度锁机制,InnoDB还有两种内部使用的意向锁（Intention Locks）
这两种意向锁都是表锁
- 意向共享锁（IS）
事务打算给数据行共享锁;
事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁
- 意向排他锁（IX）
事务打算给数据行加排他锁;
事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁
| 当前锁/是否兼容/请求锁 | X | IX | S | IS |
|---|---|---|---|---|
| X | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 |
| IX | 冲突 | 兼容 | 冲突 | 兼容 |
| S | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 |
| IS | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
如果一个事务请求的锁模式与当前锁兼容，InnoDB就请求的锁授予该事务;
反之，如果两者两者不兼容，该事务就要等待锁释放
意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预.
对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及及数据集加排他锁（Ｘ）;
对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁.
对于SELECT语句,可以通过以下语句显式地给记录加读/写锁
- 共享锁（Ｓ）
- 排他锁（X）
共享锁语句主要用在需要数据依存关系时确认某行记录是否存在;
并确保没有人对这个记录UPDATE或DELETE.
但如果当前事务也需要对该记录进行更新,则很有可能造成死锁;
对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用,应该使用排他锁语句.
4.5 实例
4.5.1 Innodb共享锁
| session_1 | session_2 |
|---|---|
| set autocommit=0,select * from actor where id =1 | set autocommit=0,select * from actor where id =1 |
| 当前seesion对id为1的记录加入共享锁 select * from actor where id =1 lock in share mode | |
| | 其他seesion仍然可以查询，并对该记录加入 select * from actor where id =1 lock in share mode |
| 当前session对锁定的记录进行更新，等待锁 update。。。where id=1 | |
| | 当前session对锁定记录进行更新，则会导致死锁退出 update。。。where id=1 |
| 获得锁，更新成功 |
4.5.2 Innodb排他锁
| session_1 | session_2 |
|---|---|
| set autocommit=0,select * from actor where id =1 | set autocommit=0,select * from actor where id =1 |
| 当前seesion对id为1的记录加入for update 共享锁 select * from actor where id =1 for update | |
| | 可查询该记录select from actor where id =1,但是不能再记录共享锁，会等待获得锁select from actor where id =1 for update |
| 更新后释放锁 update。。。 commit | |
| | 其他session，获得锁，得到其他seesion提交的记录 |
4.6 行锁的实现
行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现
如果没有索引，InnoDB将通过隐藏的聚簇索引来对记录加锁
- Record Locks:对索引项加锁
- Gap lock:对索引项之的“间隙“，第一条记录前的”间隙“，或最后一条记录后的”间隙“，加锁
- Next-key lock：前两种的组合，对记录及其前面的间隙加锁
行锁实现特点意味着：
如果不通过索引条件检索数据,那么Innodb将对表的所有记录加锁，和表锁一样
间隙锁（Next-Key锁）
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据,并请求共享或排他锁时,InnoDB会给符合条件的已有数据的索引项加锁;
对于键值在条件范围内但并不存在的记录,叫做“间隙(GAP)”,InnoDB也会对这个“间隙”加锁,这种锁机制就是所谓的间隙锁（Next-Key锁）.
举例来说，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,...,100,101，下面的SQL：
InnoDB 不仅会对符合条件的 empid 值为 101 的记录加锁;
也会对 empid大于101（这些记录并不存在）的“间隙”加锁
间隙锁的目的
- 防止幻读,以满足相关隔离级别的要求
对于上例,若不使用间隙锁,如果其他事务插入 empid 大于 100 的任何记录,;
那么本事务如果再次执行上述语句,就会发生幻读
- 满足其恢复和复制的需要
在使用范围条件检索并锁定记录时;
InnoDB 这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入,这往往会造成严重的锁等待;
因此,在实际开发中,尤其是并发插入较多的应用;
我们要尽量优化业务逻辑,尽量使用相等条件来访问更新数据,避免使用范围条件.
4.7 when 使用表锁
对于InnoDB,在绝大部分情况下都应该使用行锁
因为事务,行锁往往是我们选择InnoDB的理由
但在个别特殊事务中,也可以考虑使用表锁
- 事务需要更新大部分数据，表又较大
若使用默认的行锁,不仅该事务执行效率低(因为需要对较多行加锁,加锁是需要耗时的);
而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突;
这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度
- 事务涉及多个表，较复杂，很可能引起死锁，造成大量事务回滚
这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表，从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销
当然，应用中这两种事务不能太多，否则，就应该考虑使用ＭyISAＭ
在InnoDB下 ,使用表锁要注意
- 使用
LOCK TALBES虽然可以给InnoDB加表锁
表锁不是由InnoDB引擎层管理的,而是由其上一层ＭySQL Server负责;
仅当autocommit=0、innodb_table_lock=1（默认设置）,InnoDB 引擎层才知道MySQL加的表锁,ＭySQL Server才能感知InnoDB加的行锁;
这种情况下，InnoDB才能自动识别涉及表锁的死锁
否则，InnoDB将无法自动检测并处理这种死锁
- 在用
LOCK TALBES对InnoDB锁时要注意,要将autocommit设为0，否则ＭySQL不会给表加锁
事务结束前,不要用UNLOCK TALBES释放表锁,因为它会隐式地提交事务
COMMIT或ROLLBACK不能释放用LOCK TALBES加的表锁，必须用UNLOCK TABLES释放表锁，正确的方式见如下语句
- 需要写表t1并从表t读
5 死锁
ＭyISAM表锁是deadlock free的，这是因为ＭyISAM总是一次性获得所需的全部锁，要么全部满足，要么等待，因此不会出现死锁
但在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步获得的，这就决定了InnoDB发生死锁是可能的
发生死锁后，InnoDB一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并退回，另一个事务获得锁，继续完成事务
- 但在涉及外部锁，或涉及锁的情况下，InnoDB并不能完全自动检测到死锁
这需要通过设置锁等待超时参数innodb_lock_wait_timeout来解决
需要说明的是，这个参数并不是只用来解决死锁问题，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获取所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖垮数据库
我们通过设置合适的锁等待超时阈值，可以避免这种情况发生。
通常来说，死锁都是应用设计的问题，通过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小、以及访问数据库的SQL语句，绝大部分都可以避免
下面就通过实例来介绍几种死锁的常用方法。
- 应用中，不同的程序会并发存取多个表
尽量约定以相同的顺序访问表 - 程序批处理数据时
事先对数据排序,保证每个线程按固定的顺序来处理记录 - 在事务中,要更新记录
应直接申请排他锁,而不应该先申请共享锁 - 在
可重复读下,如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...ROR UPDATE加排他写锁
在没有符合该记录情况下，两个线程都会加锁成功
程序发现记录尚不存在，就试图插入一条新记录，如果两个线程都这么做，就会出现死锁
这种情况下，将隔离级别改成READ COMMITTED，就可以避免问题
- 当隔离级别为READ COMMITED时，如果两个线程都先执行
SELECT...FOR UPDATE
判断是否存在符合条件的记录，没有 -> 插入记录;
此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待.
当第１个线程提交后，第２个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁！这时如果有第３个线程又来申请排他锁，也会出现死锁.
对于这种情况，可以直接做插入操作，然后再捕获主键重异常，或者在遇到主键重错误时，总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁
如果出现死锁，可以用SHOW INNODB STATUS命令来确定最后一个死锁产生的原因和改进措施。
6 总结
6.1 MyISAM的表锁
- 共享读锁之间是兼容的,但
共享读锁和排他写锁之间,以及排他写锁之间互斥,即读写串行 - 在一定条件下,
ＭyISAM允许查询/插入并发,可利用这一点来解决应用中对同一表查询/插入的锁争用问题 -
ＭyISAM默认的锁调度机制是写优先,这并不一定适合所有应用,用户可以通过设置LOW_PRIPORITY_UPDATES参数或在INSERT、UPDATE、DELETE语句中指定LOW_PRIORITY选项来调节读写锁的争用 - 由于表锁的锁定粒度大,读写又是串行的,因此如果更新操作较多,
ＭyISAM表可能会出现严重的锁等待,可以考虑采用InnoDB表来减少锁冲突
6.2 对于InnoDB表
- 行锁基于索引实现
如果不通过索引访问数据,InnoDB会使用表锁 - 间隙锁机制及使用间隙锁的原因
- 不同的隔离级别下，InnoDB的锁机制和一致性读策略不同
- ＭySQL的恢复和复制对InnoDB锁机制和一致性读策略也有较大影响
- 锁冲突甚至死锁很难完全避免
7 索引与锁
在了解InnoDB的锁特性后，用户可以通过设计和SQL调整等措施减少锁冲突和死锁
- 尽量使用较低的隔离级别
- 精心设计索引，并尽量使用索引访问数据，使加锁更精确，从而减少锁冲突的机会。
- 选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的几率也更小
- 给记录集显式加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话，最好直接申请排他锁，而不是先申请共享锁，修改时再请求排他锁，这样容易产生死锁。
- 不同的程序访问一组表时，应尽量约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言，尽可能以固定的顺序存取表中的行。这样可以大减少死锁的机会。
- 尽量用相等条件访问数据，这样可以避免间隙锁对并发插入的影响。
- 不要申请超过实际需要的锁级别；除非必须，查询时不要显示加锁。
- 对于一些特定的事务，可以使用表锁来提高处理速度或减少死锁的可能
