InnoDB锁问题

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，好象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 ConcurrencyControl，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Readcommitted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InnoDBMonitors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 no11052, OS thread id 1158191456

MySQL thread id 200610, query id 291197 localhost root

---TRANSACTION 0 117472183, not started, process no11052, 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...FORUPDATE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的共享锁： 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)

 

InnoDB Record, Gap, andNext-Key Locks

在INNODB中，record-level lock大体有三种：Record, Gap, and Next-KeyLocks。

简单的说，Record Lock就是锁住某一行记录；

而Gap Lock会锁住某一段范围中的记录；Next-key Lock 则是前二者加起来的效果。

 

下面是MYSQL官方文档中相关内容的连接

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.6/en/innodb-record-level-locks.html

 

幻影读问题

典型的幻影读问题以下，即在事务A的两次读过程当中，有事务B插入了一条新的记录，致使同一事务两次读出的内容不一样。具体见下图Fig.5.28.

 

 

Gap Lock

MySQL经过锁定记录，以及先后记录间的间隙(Gap)来阻止上面的事件发生。即所谓Gap Lock。 它会致使了锁定范围的增大，在某些状况下可能会形成一些不符合预期的现象。下面是一个简单的测试例子，先对Gap Lock有个感性的认识

mysql> desc ts_column_log_test

   -> ;

+------------+-------------+------+-----+---------------------+----------------+

| Field     |Type        | Null | Key|Default            |Extra          |

+------------+-------------+------+-----+---------------------+----------------+

|id        |int(11)     | NO   | PRI|NULL               |auto_increment |

| col_id    |int(11)     | NO   | MUL|NULL               |               |

| start_time | timestamp   |NO  |     | 0000-00-0000:00:00|               |

| end_time   |timestamp   |NO   |     |0000-00-0000:00:00|               |

| data_time  | timestamp   |NO  |     | 0000-00-0000:00:00|               |

| status     |varchar(30) |NO   |    |NULL               |               |

+------------+-------------+------+-----+---------------------+----------------+

6 rows in set (0.01 sec)

 

mysql> select * from ts_column_log_test;

+----+--------+---------------------+---------------------+---------------------+---------+

| id | col_id|start_time         |end_time           |data_time          |status  |

+----+--------+---------------------+---------------------+---------------------+---------+

|  1 |      2| 2011-12-1311:51:11 | 2011-12-13 11:51:11 | 2011-12-09 00:00:00 | running |

|  2 |     20 |2011-12-13 11:51:16| 2011-12-13 11:51:16 | 2011-12-09 00:00:00 | running |

|  3 |    120 |2011-12-13 11:51:20 |2011-12-13 11:51:20 | 2011-12-09 00:00:00 | running |

+----+--------+---------------------+---------------------+---------------------+---------+

3 rows in set (0.00 sec)

 

开启两个不一样的会话，分别执行一些语句观察一下结果：

session1

mysql> set autocommit=0;

mysql> delete from ts_column_log_testwhere col_id=10;

Query OK, 0 rows affected(0.00sec)        --此时[2,20)这个区间内的记录都已经被GAP LOCK锁住了，若是在其余事务中尝试插入这些值，则会等待

 

session2

mysql> set autocommit=0;

mysql> INSERT INTO ts_column_log_test(col_id,start_time, end_time, data_time, status) VALUES (1, NULL, NULL,'20111209','running');  --成功

...

mysql> INSERT INTO ts_column_log_test(col_id,start_time, end_time, data_time, status) VALUES (2, NULL, NULL,'20111209','running');  --等待

...

mysql> INSERT INTO ts_column_log_test(col_id,start_time, end_time, data_time, status) VALUES (19, NULL, NULL,'20111209','running');  --等待

...

 

上面的实验很简单，你们能够本身测一下。这里解释一下会产生这种现象的缘由：session1中的delete语句中指定条件where col_id=10，这时MYSQL会去扫描索引，可是这个时候delete语句获取的不是一个RECORD LOCK，而是一个NEXT-KEY LOCK。以当前值（10）为例，会向左扫描至col_id=2这条记录，向右扫描至col_id=20这条记录，锁定区间为前闭后开，即[2,20)。

下面是摘自官方手册里的一句话：

DELETE FROM ... WHERE ... sets an exclusivenext-key lock onevery record the search encounters.

下面的连接里面有INNODB中各类不一样的语句可能持有哪些锁的解释

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.6/en/innodb-locks-set.html

 

间隙锁（Next-Key锁）

有了上面的Gap Lock的介绍做为铺垫，我想下面的内容应该容易理解多了。

 

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。文章的最末尾展现了因为幻读致使复制失效的一种场景。

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201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(201,...); 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(201,...); Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

 

 

幻读致使复制失效的问题

 

 

refer：http://blog.51cto.com/louisyang/1373155