MySQL详解－－锁，事务（转）

时间  2019-11-09
标签 mysql 详解 事务 栏目 MySQL 繁體版
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锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。在数据库中，除传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用之外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是全部数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来讲，锁对数据库而言显得尤为重要，也更加复杂。本章咱们着重讨论MySQL锁机制的特色，常见的锁问题，以及解决MySQL锁问题的一些方法或建议。
MySQL锁概述
相对其余数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，其最显著的特色是不一样的存储引擎支持不一样的锁机制。好比，MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁（table-level locking）；BDB存储引擎采用的是页面锁（page-level locking），但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁（row-level locking），也支持表级锁，但默认状况下是采用行级锁。
MySQL这3种锁的特性可大体概括以下。
开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能
l         表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的几率最高,并发度最低。
l         行级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的几率最低,并发度也最高。
l         页面锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度通常。
从上述特色可见，很难笼统地说哪一种锁更好，只能就具体应用的特色来讲哪一种锁更合适！仅从锁的角度来讲：表级锁更适合于以查询为主，只有少许按索引条件更新数据的应用，如Web应用；而行级锁则更适合于有大量按索引条件并发更新少许不一样数据，同时又有并发查询的应用，如一些在线事务处理（OLTP）系统。这一点在本书的“开发篇”介绍表类型的选择时，也曾提到过。下面几节咱们重点介绍MySQL表锁和 InnoDB行锁的问题，因为BDB已经被InnoDB取代，即将成为历史，在此就不作进一步的讨论了。

 
MyISAM表锁
MyISAM存储引擎只支持表锁，这也是MySQL开始几个版本中惟一支持的锁类型。随着应用对事务完整性和并发性要求的不断提升，MySQL才开始开发基于事务的存储引擎，后来慢慢出现了支持页锁的BDB存储引擎和支持行锁的InnoDB存储引擎（实际 InnoDB是单独的一个公司，如今已经被Oracle公司收购）。可是MyISAM的表锁依然是使用最为普遍的锁类型。本节将详细介绍MyISAM表锁的使用。

查询表级锁争用状况

能够经过检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量来分析系统上的表锁定争夺：
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的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用状况。

MySQL表级锁的锁模式

MySQL的表级锁有两种模式：表共享读锁（Table Read Lock）和表独占写锁（Table Write Lock）。锁模式的兼容性如表20-1所示。
表20-1                                            MySQL中的表锁兼容性                
请求锁模式
         是否兼容
当前锁模式
None 读锁 写锁
读锁 是 是 否
写锁 是 否 否
可见，对MyISAM表的读操做，不会阻塞其余用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；对 MyISAM表的写操做，则会阻塞其余用户对同一表的读和写操做；MyISAM表的读操做与写操做之间，以及写操做之间是串行的！根据如表20-2所示的例子能够知道，当一个线程得到对一个表的写锁后，只有持有锁的线程能够对表进行更新操做。其余线程的读、写操做都会等待，直到锁被释放为止。
表20-2                          MyISAM存储引擎的写阻塞读例子
session_1 session_2
得到表film_text的WRITE锁定
mysql> lock table film_text write;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 
当前session对锁定表的查询、更新、插入操做均可以执行：
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
其余session对锁定表的查询被阻塞，须要等待锁被释放：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
等待
释放锁：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
 
Session2得到锁，查询返回：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
+---------+-------+
| film_id | title |
+---------+-------+
| 1001    | Test  |
+---------+-------+
1 row in set (57.59 sec)

如何加表锁

MyISAM在执行查询语句（SELECT）前，会自动给涉及的全部表加读锁，在执行更新操做（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不须要用户干预，所以，用户通常不须要直接用LOCK TABLE命令给MyISAM表显式加锁。在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并不是必须如此。
给MyISAM表显示加锁，通常是为了在必定程度模拟事务操做，实现对某一时间点多个表的一致性读取。例如，有一个订单表orders，其中记录有各订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail，其中记录有各订单每一产品的金额小计 subtotal，假设咱们须要检查这两个表的金额合计是否相符，可能就须要执行以下两条SQL：
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
这时，若是不先给两个表加锁，就可能产生错误的结果，由于第一条语句执行过程当中，order_detail表可能已经发生了改变。所以，正确的方法应该是：
Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;
要特别说明如下两点内容。
¡  上面的例子在LOCK TABLES时加了“local”选项，其做用就是在知足MyISAM表并发插入条件的状况下，容许其余用户在表尾并发插入记录，有关MyISAM表的并发插入问题，在后面的章节中还会进一步介绍。
¡   在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得全部涉及到表的锁，而且MySQL不支持锁升级。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，若是加的是读锁，那么只能执行查询操做，而不能执行更新操做。其实， 在自动加锁的状况下也基本如此，MyISAM老是一次得到SQL语句所须要的所有锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁（Deadlock Free）的缘由。
在如表20-3所示的例子中，一个session使用LOCK TABLE命令给表film_text加了读锁，这个session能够查询锁定表中的记录，但更新或访问其余表都会提示错误；同时，另一个session能够查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。
表20-3                     MyISAM存储引擎的读阻塞写例子
session_1 session_2
得到表film_text的READ锁定
mysql> lock table film_text read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 
当前session能够查询该表记录
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)
其余session也能够查询该表的记录
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)
当前session不能查询没有锁定的表
mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001;
ERROR 1100 (HY000): Table 'film' was not locked with LOCK TABLES
其余session能够查询或者更新未锁定的表
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
当前session中插入或者更新锁定的表都会提示错误：
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
其余session更新锁定表会等待得到锁：
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
等待
释放锁
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
 
Session得到锁，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
当使用LOCK TABLES时，不只须要一次锁定用到的全部表，并且，同一个表在SQL语句中出现多少次，就要经过与SQL语句中相同的别名锁定多少次，不然也会出错！举例说明以下。
（1）对actor表得到读锁：
mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（2）可是经过别名访问会提示错误：
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）须要对别名分别锁定：
mysql> lock table actor as a read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（4）按照别名的查询能够正确执行：
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)

并发插入（Concurrent Inserts）

上文提到过MyISAM表的读和写是串行的，但这是就整体而言的。在必定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操做的并发进行。
MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别能够为0、1或2。
l         当concurrent_insert设置为0时，不容许并发插入。
l         当concurrent_insert设置为1时，若是MyISAM表中没有空洞（即表的中间没有被删除的行），MyISAM容许在一个进程读表的同时，另外一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
l         当concurrent_insert设置为2时，不管MyISAM表中有没有空洞，都容许在表尾并发插入记录。
在如表20-4所示的例子中，session_1得到了一个表的READ LOCAL锁，该线程能够对表进行查询操做，但不能对表进行更新操做；其余的线程（session_2），虽然不能对表进行删除和更新操做，但却能够对该表进行并发插入操做，这里假设该表中间不存在空洞。
表20-4              MyISAM存储引擎的读写（INSERT）并发例子
session_1 session_2
得到表film_text的READ LOCAL锁定
mysql> lock table film_text read local;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 
当前session不能对锁定表进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
其余session能够进行插入操做，可是更新会等待：
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
当前session不能访问其余session插入的记录：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002;
Empty set (0.00 sec)
 
释放锁：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
当前session解锁后能够得到其余session插入的记录：
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得到锁，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
能够利用MyISAM存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入的锁争用。例如，将concurrent_insert系统变量设为2，老是容许并发插入；同时， 经过按期在系统空闲时段执行 OPTIMIZE TABLE语句来整理空间碎片，收回因删除记录而产生的中间空洞。有关OPTIMIZE TABLE语句的详细介绍，能够参见第18章中“两个简单实用的优化方法”一节的内容。

MyISAM的锁调度

前面讲过，MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操做是串行的。那么，一个进程请求某个 MyISAM表的读锁，同时另外一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？答案是 写进程先得到锁。不只如此，即便读请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读锁请求以前！这是由于MySQL认为写请求通常比读请求要重要。 这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操做和查询操做应用的缘由，由于，大量的更新操做会形成查询操做很难得到读锁，从而可能永远阻塞。这种状况有时可能会变得很是糟糕！幸亏咱们能够经过一些设置来调节MyISAM 的调度行为。
¡  经过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
¡  经过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该链接发出的更新请求优先级下降。
¡  经过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，下降该语句的优先级。
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但仍是能够用其来解决查询相对重要的应用（如用户登陆系统）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就暂时将写请求的优先级下降，给读进程必定得到锁的机会。
上面已经讨论了写优先调度机制带来的问题和解决办法。 这里还要强调一点：一些须要长时间运行的查询操做，也会使写进程“饿死”！所以，应用中应尽可能避免出现长时间运行的查询操做，不要总想用一条SELECT语句来解决问题，由于这种看似巧妙的SQL语句，每每比较复杂，执行时间较长，在可能的状况下能够经过使用中间表等措施对SQL语句作必定的“分解”，使每一步查询都能在较短期完成，从而减小锁冲突。若是复杂查询不可避免，应尽可能安排在数据库空闲时段执行，好比一些按期统计能够安排在夜间执行。
 
 
InnoDB锁问题
InnoDB与MyISAM的最大不一样有两点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁。行级锁与表级锁原本就有许多不一样之处，另外，事务的引入也带来了一些新问题。下面咱们先介绍一点背景知识，而后详细讨论InnoDB的锁问题。

背景知识

1．事务（Transaction）及其ACID属性

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具备如下4个属性，一般简称为事务的ACID属性。
l         原子性（Atomicity）：事务是一个原子操做单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
l         一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着全部相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，全部的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
l         隔离性（Isolation）：数据库系统提供必定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操做影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程当中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
l         持久性（Durable）：事务完成以后，它对于数据的修改是永久性的，即便出现系统故障也可以保持。
银行转账就是事务的一个典型例子。

2．并发事务处理带来的问题

相对于串行处理来讲，并发事务处理能大大增长数据库资源的利用率，提升数据库系统的事务吞吐量，从而能够支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括如下几种状况。
l  更新丢失（Lost Update）：当两个或多个事务选择同一行，而后基于最初选定的值更新该行时，因为每一个事务都不知道其余事务的存在，就会发生丢失更新问题－－最后的更新覆盖了由其余事务所作的更新。例如，两个编辑人员制做了同一文档的电子副本。每一个编辑人员独立地更改其副本，而后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另外一个编辑人员所作的更改。若是在一个编辑人员完成并提交事务以前，另外一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题。
l  脏读（Dirty Reads）：一个事务正在对一条记录作修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另外一个事务也来读取同一条记录，若是不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此作进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫作"脏读"。
l  不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取之前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫作“不可重复读”。
l  幻读（Phantom Reads）：一个事务按相同的查询条件从新读取之前检索过的数据，却发现其余事务插入了知足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。

3．事务隔离级别

在上面讲到的并发事务处理带来的问题中 ，“更新丢失”一般是应该彻底避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，须要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，所以，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，必须由数据库提供必定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，基本上可分为如下两种。
l  一种是在读取数据前，对其加锁，阻止其余事务对数据进行修改。
l  另外一种是不用加任何锁，经过必定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照（Snapshot)，并用这个快照来提供必定级别（语句级或事务级）的一致性读取。从用户的角度来看，好像是数据库能够提供同一数据的多个版本，所以，这种技术叫作数据 多版本并发控制（MultiVersion Concurrency Control，简称MVCC或MCC），也常常称为多版本数据库。
数据库的事务隔离越严格，并发反作用越小，但付出的代价也就越大，由于事务隔离实质上就是使事务在必定程度上 “串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不一样的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不一样的，好比许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别，每一个级别的隔离程度不一样，容许出现的反作用也不一样，应用能够根据本身的业务逻辑要求，经过选择不一样的隔离级别来平衡 “隔离”与“并发”的矛盾。表20-5很好地归纳了这4个隔离级别的特性。
表20-5                                             4种隔离级别比较
读数据一致性及容许的并发反作用
隔离级别
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
最后要说明的是：各具体数据库并不必定彻底实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准隔离级别，另外还提供本身定义的Read only隔离级别；SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个隔离级别外，还支持一个叫作“快照”的隔离级别，但严格来讲它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL 支持所有4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特色，好比在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读，但某些状况下又不是，这些内容在后面的章节中将会作进一步介绍。

获取InnoDB行锁争用状况    

能够经过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺状况：
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)
若是发现锁争用比较严重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高，还能够经过设置InnoDB Monitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等，并分析锁争用的缘由。
具体方法以下：
mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)
而后就能够用下面的语句来进行查看：
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
…
监视器能够经过发出下列语句来中止查看：
mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
设置监视器后，在SHOW INNODB STATUS的显示内容中，会有详细的当前锁等待的信息，包括表名、锁类型、锁定记录的状况等，便于进行进一步的分析和问题的肯定。打开监视器之后，默认状况下每15秒会向日志中记录监控的内容，若是长时间打开会致使.err文件变得很是的巨大，因此用户在确认问题缘由以后，要记得删除监控表以关闭监视器，或者经过使用“--console”选项来启动服务器以关闭写日志文件。

InnoDB的行锁模式及加锁方法

InnoDB实现了如下两种类型的行锁。
l  共享锁（S）：容许一个事务去读一行，阻止其余事务得到相同数据集的排他锁。
l  排他锁（X)：容许得到排他锁的事务更新数据，阻止其余事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。
另外，为了容许行锁和表锁共存，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。
l  意向共享锁（IS）：事务打算给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。
l  意向排他锁（IX）：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
上述锁模式的兼容状况具体如表20-6所示。
表20-6                                            InnoDB行锁模式兼容性列表
请求锁模式
   是否兼容
当前锁模式
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
若是一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，若是二者不兼容，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会自动给涉及数据集加排他锁（X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；事务能够经过如下语句显示给记录集加共享锁或排他锁。
¡  共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。
¡  排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。
用SELECT ... IN SHARE MODE得到共享锁，主要用在须要数据依存关系时来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操做。可是若是当前事务也须要对该记录进行更新操做，则颇有可能形成死锁，对于锁定行记录后须要进行更新操做的应用，应该使用SELECT... FOR UPDATE方式得到排他锁。
在如表20-7所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加锁后再更新记录，看看会出现什么状况，其中actor表的actor_id字段为主键。
表20-7   InnoDB存储引擎的共享锁例子
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)
当前session对actor_id=178的记录加share mode 的共享锁：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 lock in share mode;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.01 sec)
 
 
其余session仍然能够查询记录，并也能够对该记录加share mode的共享锁：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 lock in share mode;
+----------+------------+-----------+
| actor_id | first_name | last_name |
+----------+------------+-----------+
| 178      | LISA       | MONROE    |
+----------+------------+-----------+
1 row in set (0.01 sec)
当前session对锁定的记录进行更新操做，等待锁：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
等待
 
 
其余session也对该记录进行更新操做，则会致使死锁退出：
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
得到锁后，能够成功更新：
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
 
    当使用SELECT...FOR UPDATE加锁后再更新记录，出现如表20-8所示的状况。
表20-8  InnoDB存储引擎的排他锁例子
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)
当前session对actor_id=178的记录加for update的排它锁：
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)
 
 
其余session能够查询该记录，可是不能对该记录加共享锁，会等待得到锁：
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
当前session能够对锁定的记录进行更新操做，更新后释放锁：
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)
 
 
其余session得到锁，获得其余session提交的记录：
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行锁实现方式

InnoDB行锁是经过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不一样，后者是 经过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特色意味着：只有经过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，不然，InnoDB将使用表锁！
在实际应用中，要特别注意InnoDB行锁的这一特性，否则的话，可能致使大量的锁冲突，从而影响并发性能。下面经过一些实际例子来加以说明。
（1）在不经过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。
在如表20-9所示的例子中，开始tab_no_index表没有索引：
mysql> create table tab_no_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;
Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)
mysql> insert into tab_no_index values(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4');
Query OK, 4 rows affected (0.00 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
表20-9    InnoDB存储引擎的表在不使用索引时使用表锁例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_no_index where id = 1 ;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_no_index where id = 2 ;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from tab_no_index where id = 1 for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
 
mysql> select * from tab_no_index where id = 2 for update;
等待
在如表20 -9所示的例子中，看起来session_1只给一行加了排他锁，但session_2在请求其余行的排他锁时，却出现了锁等待！缘由就是在没有索引的状况下，InnoDB只能使用表锁。当咱们给其增长一个索引后，InnoDB就只锁定了符合条件的行，如表20-10所示。
建立tab_with_index表，id字段有普通索引：
mysql> create table tab_with_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;
Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)
mysql> alter table tab_with_index add index id(id);
Query OK, 4 rows affected (0.24 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
表20-10    InnoDB存储引擎的表在使用索引时使用行锁例子
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） 因为MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，因此虽然是访问不一样行的记录，可是若是是使用相同的索引键，是会出现锁冲突的。应用设计的时候要注意这一点。
在如表20-11所示的例子中，表tab_with_index的id字段有索引，name字段没有索引：
mysql> alter table tab_with_index drop index name;
Query OK, 4 rows affected (0.22 sec)
Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0
mysql> insert into tab_with_index  values(1,'4');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> select * from tab_with_index where id = 1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
| 1    | 4    |
+------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
表20-11  InnoDB存储引擎使用相同索引键的阻塞例子       
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)
 
 
虽然session_2访问的是和session_1不一样的记录，可是由于使用了相同的索引，因此须要等待锁：
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '4' for update;
等待
（3）当表有多个索引的时候，不一样的事务可使用不一样的索引锁定不一样的行，另外，不管是使用主键索引、惟一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。
在如表20-12所示的例子中，表tab_with_index的id字段有主键索引，name字段有普通索引：
mysql> alter table tab_with_index add index name(name);
Query OK, 5 rows affected (0.23 sec)
Records: 5  Duplicates: 0  Warnings: 0
表20-12   InnoDB存储引擎的表使用不一样索引的阻塞例子
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的索引访问记录，由于记录没有被索引，因此能够得到锁：
mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
因为访问的记录已经被session_1锁定，因此等待得到锁。：
mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update;
（4）即使在条件中使用了索引字段，可是否使用索引来检索数据是由MySQL经过判断不一样执行计划的代价来决定的，若是MySQL认为全表扫描效率更高，好比对一些很小的表，它就不会使用索引，这种状况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。 所以，在分析锁冲突时，别忘了检查SQL的执行计划，以确认是否真正使用了索引。关于MySQL在什么状况下不使用索引的详细讨论，参见本章“索引问题”一节的介绍。
在下面的例子中，检索值的数据类型与索引字段不一样，虽然MySQL可以进行数据类型转换，但却不会使用索引，从而致使InnoDB使用表锁。经过用explain检查两条SQL的执行 计划，咱们能够清楚地看到了这一点。
例子中tab_with_index表的name字段有索引，可是name字段是varchar类型的，若是where条件中不是和varchar类型进行比较，则会对name进行类型转换，而执行的全表扫描。
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)

间隙锁（Next-Key锁）

当咱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记录的索引项加锁；对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫作“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）。
举例来讲，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：
Select * from  emp where empid > 100 for update;
是一个范围条件的检索，InnoDB不只会对符合条件的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。
InnoDB使用间隙锁的目的，一方面是为了防止幻读，以知足相关隔离级别的要求，对于上面的例子，要是不使用间隙锁，若是其余事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事务若是再次执行上述语句，就会发生幻读；另一方面，是为了知足其恢复和复制的须要。有关其恢复和复制对锁机制的影响，以及不一样隔离级别下InnoDB使用间隙锁的状况，在后续的章节中会作进一步介绍。
很显然，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，这每每会形成严重的锁等待。所以，在实际应用开发中，尤为是并发插入比较多的应用，咱们要尽可能优化业务逻辑，尽可能使用相等条件来访问更新数据，避免使用范围条件。
还要特别说明的是，InnoDB除了经过范围条件加锁时使用间隙锁外，若是使用相等条件请求给一个不存在的记录加锁，InnoDB也会使用间隙锁！
在如表20-13所示的例子中，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,......,100,101。
表20-13                InnoDB存储引擎的间隙锁阻塞例子
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)
当前session对不存在的记录加for update的锁：
mysql> select * from emp where empid = 102 for update;
Empty set (0.00 sec)
 
 
这时，若是其余session插入empid为102的记录（注意：这条记录并不存在），也会出现锁等待：
mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
阻塞等待
Session_1 执行rollback：
mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (13.04 sec)
 
 
因为其余session_1回退后释放了Next-Key锁，当前session能够得到锁并成功插入记录：
mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

恢复和复制的须要，对InnoDB锁机制的影响

MySQL经过BINLOG录执行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新数据的SQL语句，并由此实现MySQL数据库的恢复和主从复制（能够参见本书“管理篇”的介绍）。MySQL的恢复机制（复制其实就是在Slave Mysql不断作基于BINLOG的恢复）有如下特色。
l  一是MySQL的恢复是SQL语句级的，也就是从新执行BINLOG中的SQL语句。这与Oracle数据库不一样，Oracle是基于数据库文件块的。
l  二是MySQL的Binlog是按照事务提交的前后顺序记录的，恢复也是按这个顺序进行的。这点也与Oralce不一样，Oracle是按照系统更新号（System Change Number，SCN）来恢复数据的，每一个事务开始时，Oracle都会分配一个全局惟一的SCN，SCN的顺序与事务开始的时间顺序是一致的。
从上面两点可知，MySQL的恢复机制要求：在一个事务未提交前，其余并发事务不能插入知足其锁定条件的任何记录，也就是不容许出现幻读，这已经超过了ISO/ANSI SQL92“可重复读”隔离级别的要求，其实是要求事务要串行化。这也是许多状况下，InnoDB要用到间隙锁的缘由，好比在用范围条件更新记录时，不管在Read Commited或是Repeatable Read隔离级别下，InnoDB都要使用间隙锁，但这并非隔离级别要求的，有关InnoDB在不一样隔离级别下加锁的差别在下一小节还会介绍。
另外，对于“insert  into target_tab select * from source_tab where ...”和“create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...(CTAS)”这种SQL语句，用户并无对source_tab作任何更新操做，但MySQL对这种SQL语句作了特别处理。先来看如表20-14的例子。
表20-14                   CTAS操做给原表加锁例子
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;  
 
返回结果
commit;
在上面的例子中，只是简单地读 source_tab表的数据，至关于执行一个普通的SELECT语句，用一致性读就能够了。ORACLE正是这么作的，它经过MVCC技术实现的多版本数据来实现一致性读，不须要给source_tab加任何锁。咱们知道InnoDB也实现了多版本数据，对普通的SELECT一致性读，也不须要加任何锁；但这里InnoDB却给source_tab加了共享锁，并无使用多版本数据一致性读技术！
MySQL为何要这么作呢？其缘由仍是为了保证恢复和复制的正确性。由于不加锁的话，若是在上述语句执行过程当中，其余事务对source_tab作了更新操做，就可能致使数据恢复的结果错误。为了演示这一点，咱们再重复一下前面的例子，不一样的是在session_1执行事务前，先将系统变量 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值设置为“on”（其默认值为off），具体结果如表20-15所示。
表20-15                   CTAS操做不给原表加锁带来的安全问题例子
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，能够对session_1的select的记录进行更新操做。
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)
插入操做后提交
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.07 sec)
 
此时查看数据，target_tab中能够插入source_tab更新前的结果，这符合应用逻辑：
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)
从上可见，设置系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值为“on”后，InnoDB再也不对source_tab加锁，结果也符合应用逻辑，可是若是分析BINLOG的内容：
......
SET TIMESTAMP=1169175130;
BEGIN;
# at 274
#070119 10:51:57 server id 1  end_log_pos 105   Query   thread_id=1     exec_time=0     error_code=0
SET TIMESTAMP=1169175117;
update source_tab set name = '8' where name = '1';
# at 379
#070119 10:52:10 server id 1  end_log_pos 406   Xid = 5
COMMIT;
# at 406
#070119 10:52:14 server id 1  end_log_pos 474   Query   thread_id=2     exec_time=0     error_code=0
SET TIMESTAMP=1169175134;
BEGIN;
# at 474
#070119 10:51:29 server id 1  end_log_pos 119   Query   thread_id=2     exec_time=0     error_code=0
SET TIMESTAMP=1169175089;
insert into target_tab select d1,name from source_tab where name = '1';
# at 593
#070119 10:52:14 server id 1  end_log_pos 620   Xid = 7
COMMIT;
......
    能够发现，在BINLOG中，更新操做的位置在INSERT...SELECT以前，若是使用这个BINLOG进行数据库恢复，恢复的结果与实际的应用逻辑不符；若是进行复制，就会致使主从数据库不一致！
经过上面的例子，咱们就不难理解为何MySQL在处理“Insert  into target_tab select * from source_tab where ...”和“create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...”时要给source_tab加锁，而不是使用对并发影响最小的多版本数据来实现一致性读。还要特别说明的是，若是上述语句的SELECT是范围条件，InnoDB还会给源表加间隙锁（Next-Lock）。
所以，INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...语句，可能会阻止对源表的并发更新，形成对源表锁的等待。若是查询比较复杂的话，会形成严重的性能问题，咱们在应用中应尽可能避免使用。实际上，MySQL将这种SQL叫做不肯定（non-deterministic）的SQL，不推荐使用。
若是应用中必定要用这种SQL来实现业务逻辑，又不但愿对源表的并发更新产生影响，能够采起如下两种措施：
¡  一是采起上面示例中的作法，将innodb_locks_unsafe_for_binlog的值设置为“on”，强制MySQL使用多版本数据一致性读。但付出的代价是可能没法用binlog正确地恢复或复制数据，所以，不推荐使用这种方式。
¡  二是经过使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“load data infile ...”语句组合来间接实现，采用这种方式MySQL不会给source_tab加锁。

InnoDB在不一样隔离级别下的一致性读及锁的差别

前面讲过，锁和多版本数据是InnoDB实现一致性读和ISO/ANSI SQL92隔离级别的手段，所以，在不一样的隔离级别下，InnoDB处理SQL时采用的一致性读策略和须要的锁是不一样的。同时，数据恢复和复制机制的特色，也对一些SQL的一致性读策略和锁策略有很大影响。将这些特性概括成如表20-16所示的内容，以便读者查阅。
表20-16                                          InnoDB存储引擎中不一样SQL在不一样隔离级别下锁比较
隔离级别
        一致性读和锁
SQL
Read Uncommited Read Commited Repeatable Read Serializable
SQL 条件        
select 相等 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share locks
范围 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share Next-Key
update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks Exclusive locks
范围 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
Insert N/A exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
replace 无键冲突 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
键冲突 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
delete 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
范围 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
范围 Share locks Share locks Share Next-Key Share Next-Key
Select * from ... For update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
范围 exclusive locks Share locks exclusive next-key exclusive next-key
Insert into ... Select ...
（指源表锁）
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 ...
（指源表锁）
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
从表20-16能够看出：对于许多SQL，隔离级别越高，InnoDB给记录集加的锁就越严格（尤为是使用范围条件的时候），产生锁冲突的可能性也就越高，从而对并发性事务处理性能的影响也就越大。所以，咱们在应用中，应该尽可能使用较低的隔离级别，以减小锁争用的机率。实际上，经过优化事务逻辑，大部分应用使用Read Commited隔离级别就足够了。对于一些确实须要更高隔离级别的事务，能够经过在程序中执行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE动态改变隔离级别的方式知足需求。

何时使用表锁

对于InnoDB表，在绝大部分状况下都应该使用行级锁，由于事务和行锁每每是咱们之因此选择InnoDB表的理由。但在个别特殊事务中，也能够考虑使用表级锁。
¡  第一种状况是：事务须要更新大部分或所有数据，表又比较大，若是使用默认的行锁，不只这个事务执行效率低，并且可能形成其余事务长时间锁等待和锁冲突，这种状况下能够考虑使用表锁来提升该事务的执行速度。
¡  第二种状况是：事务涉及多个表，比较复杂，极可能引发死锁，形成大量事务回滚。这种状况也能够考虑一次性锁定事务涉及的表，从而避免死锁、减小数据库因事务回滚带来的开销。
固然，应用中这两种事务不能太多，不然，就应该考虑使用MyISAM表了。
在InnoDB下，使用表锁要注意如下两点。
（1）使用LOCK TABLES虽然能够给InnoDB加表级锁，但必须说明的是，表锁不是由InnoDB存储引擎层管理的，而是由其上一层──MySQL Server负责的，仅当autocommit=0、innodb_table_locks=1（默认设置）时，InnoDB层才能知道MySQL加的表锁，MySQL Server也才能感知InnoDB加的行锁，这种状况下，InnoDB才能自动识别涉及表级锁的死锁；不然，InnoDB将没法自动检测并处理这种死锁。有关死锁，下一小节还会继续讨论。
（2）在用 LOCK TABLES对InnoDB表加锁时要注意，要将AUTOCOMMIT设为0，不然MySQL不会给表加锁；事务结束前，不要用UNLOCK TABLES释放表锁，由于UNLOCK TABLES会隐含地提交事务；COMMIT或ROLLBACK并不能释放用LOCK TABLES加的表级锁，必须用UNLOCK TABLES释放表锁。正确的方式见以下语句：
例如，若是须要写表t1并从表t读，能够按以下作：
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and t2 here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;

关于死锁

上文讲过，MyISAM表锁是deadlock free的，这是由于MyISAM老是一次得到所需的所有锁，要么所有知足，要么等待，所以不会出现死锁。但在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步得到的，这就决定了在InnoDB中发生死锁是可能的。如表20-17所示的就是一个发生死锁的例子。
表20-17  InnoDB存储引擎中的死锁例子
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;
...
作一些其余处理...
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已取得排他锁，等待
作一些其余处理...
 
mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;
死锁
在上面的例子中，两个事务都须要得到对方持有的排他锁才能继续完成事务，这种循环锁等待就是典型的死锁。
发生死锁后，InnoDB通常都能自动检测到，并使一个事务释放锁并回退，另外一个事务得到锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及表锁的状况下，InnoDB并不能彻底自动检测到死锁，这须要经过设置锁等待超时参数 innodb_lock_wait_timeout来解决。须要说明的是，这个参数并非只用来解决死锁问题，在并发访问比较高的状况下，若是大量事务因没法当即得到所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，形成严重性能问题，甚至拖跨数据库。咱们经过设置合适的锁等待超时阈值，能够避免这种状况发生。
一般来讲，死锁都是应用设计的问题，经过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小，以及访问数据库的SQL语句，绝大部分死锁均可以免。下面就经过实例来介绍几种避免死锁的经常使用方法。
（1）在应用中，若是不一样的程序会并发存取多个表，应尽可能约定以相同的顺序来访问表，这样能够大大下降产生死锁的机会。在下面的例子中，因为两个session访问两个表的顺序不一样，发生死锁的机会就很是高！但若是以相同的顺序来访问，死锁就能够避免。
表20-18        InnoDB存储引擎中表顺序形成的死锁例子
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）在程序以批量方式处理数据的时候，若是事先对数据排序，保证每一个线程按固定的顺序来处理记录，也能够大大下降出现死锁的可能。
表20-19        InnoDB存储引擎中表数据操做顺序不一致形成的死锁例子
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）在事务中，若是要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不该先申请共享锁，更新时再申请排他锁，由于当用户申请排他锁时，其余事务可能又已经得到了相同记录的共享锁，从而形成锁冲突，甚至死锁。具体演示可参见20.3.3小节中的例子。
       （4）前面讲过，在REPEATABLE-READ隔离级别下，若是两个线程同时对相同条件记录用SELECT...FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录状况下，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，若是两个线程都这么作，就会出现死锁。这种状况下，将隔离级别改为READ COMMITTED，就可避免问题，如表20-20所示。
表20-20    InnoDB存储引擎中隔离级别引发的死锁例子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)
当前session对不存在的记录加for update的锁：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
 
 
其余session也能够对不存在的记录加for update的锁：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
由于其余session也对该记录加了锁，因此当前的插入会等待：
mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
等待
 
 
由于其余session已经对记录进行了更新，这时候再插入记录就会提示死锁并退出：
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
因为其余session已经退出，当前session能够得到锁并成功插入记录：
mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)
 
（5） 当隔离级别为READ COMMITTED时，若是两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，若是没有，就插入记录。此时，只有一个线程能插入成功，另外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，却会得到一个排他锁！这时若是有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。
对于这种状况，能够直接作插入操做，而后再捕获主键重异常，或者在遇到主键重错误时，老是执行ROLLBACK释放得到的排他锁，如表20-21所示。
表20-21    InnoDB存储引擎中隔离级别引发的死锁例子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的共享锁：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
因为记录不存在，session_2也能够得到for update的共享锁：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
 
Session_1能够成功插入记录：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
   
 
Session_2插入申请等待得到锁：
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得到锁，发现插入记录主键重，这个时候抛出了异常，可是并无释放共享锁：
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申请得到共享锁，由于session_2已经锁定该记录，因此session_3须要等待：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
等待
 
这个时候，若是session_2直接对记录进行更新操做，则会抛出死锁的异常：
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释放锁后，session_3得到锁：
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)
尽管经过上面介绍的设计和SQL优化等措施，能够大大减小死锁，但死锁很难彻底避免。所以，在程序设计中老是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。
若是出现死锁，能够用SHOW INNODB STATUS命令来肯定最后一个死锁产生的缘由。返回结果中包括死锁相关事务的详细信息，如引起死锁的SQL语句，事务已经得到的锁，正在等待什么锁，以及被回滚的事务等。据此能够分析死锁产生的缘由和改进措施。下面是一段SHOW INNODB STATUS输出的样例：
mysql> show innodb status \G
…….
------------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
070710 14:05:16
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470078, ACTIVE 117 sec, process no 1468, OS thread id 1197328736 inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 5 lock struct(s), heap size 1216
MySQL thread id 7521657, query id 673468054 localhost root update
insert into country (country_id,country) values(110,'Test')
………
*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470079, ACTIVE 39 sec, process no 1468, OS thread id 1164048736 starting index read, thread declared inside InnoDB 500
mysql tables in use 1, locked 1
4 lock struct(s), heap size 1216, undo log entries 1
MySQL thread id 7521664, query id 673468058 localhost root statistics
select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
………
*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
………
*** WE ROLL BACK TRANSACTION (1)
……
小结
本章重点介绍了MySQL中MyISAM表级锁和InnoDB行级锁的实现特色，并讨论了两种存储引擎常常遇到的锁问题和解决办法。
对于MyISAM的表锁，主要讨论了如下几点：
（1）共享读锁（S）之间是兼容的，但共享读锁（S）与排他写锁（X）之间，以及排他写锁（X）之间是互斥的，也就是说读和写是串行的。
（2）在必定条件下，MyISAM容许查询和插入并发执行，咱们能够利用这一点来解决应用中对同一表查询和插入的锁争用问题。
（3）MyISAM默认的锁调度机制是写优先，这并不必定适合全部应用，用户能够经过设置LOW_PRIORITY_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。
（4）因为表锁的锁定粒度大，读写之间又是串行的，所以，若是更新操做较多，MyISAM表可能会出现严重的锁等待，能够考虑采用InnoDB表来减小锁冲突。
对于InnoDB表，本章主要讨论了如下几项内容。
l         InnoDB的行锁是基于锁引实现的，若是不经过索引访问数据，InnoDB会使用表锁。
l         介绍了InnoDB间隙锁（Next-key)机制，以及InnoDB使用间隙锁的缘由。
l         在不一样的隔离级别下，InnoDB的锁机制和一致性读策略不一样。
l         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。
l         锁冲突甚至死锁很难彻底避免。
在了解InnoDB锁特性后，用户能够经过设计和SQL调整等措施减小锁冲突和死锁，包括：
l         尽可能使用较低的隔离级别；
l         精心设计索引，并尽可能使用索引访问数据，使加锁更精确，从而减小锁冲突的机会；
l         选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的概率也更小；
l         给记录集显示加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。好比要修改数据的话，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；
l         不一样的程序访问一组表时，应尽可能约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言，尽量以固定的顺序存取表中的行。这样能够大大减小死锁的机会；
l         尽可能用相等条件访问数据，这样能够避免间隙锁对并发插入的影响；
l         不要申请超过实际须要的锁级别；除非必须，查询时不要显示加锁；
l         对于一些特定的事务，可使用表锁来提升处理速度或减小死锁的可能。
 
 

MySQL事务隔离级别详解

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

 SQL标准定义了4类隔离级别，包括了一些具体规则，用来限定事务内外的哪些改变是可见的，哪些是不可见的。低级别的隔离级通常支持更高的并发处理，并拥有更低的系统开销。
Read Uncommitted（读取未提交内容）sql

       在该隔离级别，全部事务均可以看到其余未提交事务的执行结果。本隔离级别不多用于实际应用，由于它的性能也不比其余级别好多少。读取未提交的数据，也被称之为脏读（Dirty Read）。
Read Committed（读取提交内容）数据库

       这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。它知足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所作的改变。这种隔离级别 也支持所谓的不可重复读（Nonrepeatable Read），由于同一事务的其余实例在该实例处理其间可能会有新的commit，因此同一select可能返回不一样结果。
Repeatable Read（可重读）编程

       这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到一样的数据行。不过理论上，这会致使另外一个棘手的问题：幻读 （Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另外一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎经过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题。安全

Serializable（可串行化） 
       这是最高的隔离级别，它经过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每一个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能致使大量的超时现象和锁竞争。服务器

         这四种隔离级别采起不一样的锁类型来实现，若读取的是同一个数据的话，就容易发生问题。例如：session

         脏读(Drity Read)：某个事务已更新一份数据，另外一个事务在此时读取了同一份数据，因为某些缘由，前一个RollBack了操做，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。数据结构

         不可重复读(Non-repeatable read):在一个事务的两次查询之中数据不一致，这多是两次查询过程当中间插入了一个事务更新的原有的数据。并发

         幻读(Phantom Read):在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例若有一个事务查询了几列(Row)数据，而另外一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据是它先前所没有的。ide

         在MySQL中，实现了这四种隔离级别，分别有可能产生问题以下所示：

 

下面，将利用MySQL的客户端程序，分别测试几种隔离级别。测试数据库为test，表为tx；表结构：

id                               int

num

                               int

两个命令行客户端分别为A，B；不断改变A的隔离级别，在B端修改数据。

（一）、将A的隔离级别设置为read uncommitted(未提交读)

 在B未更新数据以前：

客户端A：

B更新数据：

客户端B：

客户端A：

        通过上面的实验能够得出结论，事务B更新了一条记录，可是没有提交，此时事务A能够查询出未提交记录。形成脏读现象。未提交读是最低的隔离级别。

（二）、将客户端A的事务隔离级别设置为read committed(已提交读)

 在B未更新数据以前：

客户端A：

B更新数据：

客户端B：

客户端A：

       通过上面的实验能够得出结论，已提交读隔离级别解决了脏读的问题，可是出现了不可重复读的问题，即事务A在两次查询的数据不一致，由于在两次查询之间事务B更新了一条数据。已提交读只容许读取已提交的记录，但不要求可重复读。

(三)、将A的隔离级别设置为repeatable read(可重复读)

 在B未更新数据以前：

客户端A：

B更新数据：

客户端B：

客户端A：

B插入数据：

客户端B：

客户端A：

       由以上的实验能够得出结论，可重复读隔离级别只容许读取已提交记录，并且在一个事务两次读取一个记录期间，其余事务部的更新该记录。但该事务不要求与其余事务可串行化。例如，当一个事务能够找到由一个已提交事务更新的记录，可是可能产生幻读问题(注意是可能，由于数据库对隔离级别的实现有所差异)。像以上的实验，就没有出现数据幻读的问题。

(四)、将A的隔离级别设置为 可串行化 (Serializable)

A端打开事务，B端插入一条记录

事务A端：

事务B端：

由于此时事务A的隔离级别设置为serializable，开始事务后，并无提交，因此事务B只能等待。

事务A提交事务：

事务A端

事务B端

      

         serializable彻底锁定字段，若一个事务来查询同一份数据就必须等待，直到前一个事务完成并解除锁定为止 。是完整的隔离级别，会锁定对应的数据表格，于是会有效率的问题。

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