漫谈MySQL的锁机制

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，发生锁冲突的几率最高，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，发生锁冲突的几率最低，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，并发度通常

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 查询表锁争用状况

检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量分析

• table_locks_immediate : 能够当即获取锁的次数
• table_locks_waited : 不能当即获取锁，须要等待锁的次数

table_locks_waited 的值越高，则说明存在严重的表级锁的争用状况

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

锁模式的兼容以下表

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请求;

ＭyISAM表的读和写操做之间,以及写和写操做之间是串行的!(当某一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)

2.2 如何加表锁

对于 MyISAM 引擎

• 执行select前,会自动给涉及的全部表加 读
• 执行更新（update,delete,insert)会自动给涉及到的表加 写

不须要用户直接显式用lock table命令

对于给MyISAM显式加锁，通常是为了在必定程度上模拟事务操做，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

图片上传失败...(image-3017e3-1547370332969)

这时,若是不先给这两个表加锁,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,正确写法应该以下

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插入记录
• 在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得全部涉及表的锁，而且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，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，MySQL会一次得到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

session1	session2
得到表 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
​	得到锁，更新成功

2.3 tips

当使用lock tables时,不只须要一次锁定用到的全部表

且同一表在SQL语句中出现多少次,就要经过与SQL语句中别名锁多少次

lock table actor read复制代码

会提示错误

select a.first_name.....复制代码

须要对别名分别锁定

lock table actor as a read,actor as b read;复制代码

3 MyISAM的并发锁

在必定条件下，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,其值分别能够为

• 0 不容许并发插入,全部插入对表加互斥锁
• 1 只要表中无空洞,就容许并发插入.
  MyISAM容许在一个读表的同时，另外一个进程从表尾插入记录(MySQL的默认设置)
• 2 不管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

能够利用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，老是容许并发插入;

同时,经过按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

删除操做不会重整整个表,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,读操做串行的

• 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表的写锁，MySQL如何处理呢？
  写进程先得到锁!!!
  不只如此,即便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以前!!!

这是由于MySQL认为写请求通常比读请求重要

这也正是MyISAM表不适合有大量更新 / 查询操做应用的缘由

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

幸亏,咱们能够经过一些设置来调节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
  使该链接发出的更新请求优先级下降
• 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，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便暂时将写请求的优先级下降，给读进程必定得到锁的机会

* * *

4 InnoDB锁

InnoDB与MyISAM的最大不一样有两点

• 支持事务
• 采用行锁

行级锁和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

4.1 事务

一组SQL语句组成的逻辑处理单元

• 原子性(Actomicity)
  事务是一个原子操做单元，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
  这意味着全部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，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
• 隔离性（Isolation）
  一个事务所作的修改在最终提交前对其余事务不可见
• 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

• 更新丢失（Lost Update）
  当多个事务选择同一行,而后基于最初选定值更新该行时，因为事务隔离性，最后的更新覆盖了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修改;
  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
• 脏读（Dirty Reads）
  一个事务正在对一条记录作修改，在该事务提交前，这条记录的数据就处于不一致状态
  这时，另外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

4.3 事务隔离级别

在并发事务的问题中，“更新丢失”一般应该是彻底避免的;

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，基本能够分为如下两种

• 在读取数据前,对其加锁,防止其余事务对数据进行修改
• 不加任何锁,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,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,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,MVCC），也常常称为多版本数据库

数据库的事务隔离级别越严格,并发反作用越小,但付出的代价也越大

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”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/读数据一致性及容许的并发反作用	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行锁争用状况

若是发现争用比较严重，如Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值比较高

查询information_schema相关表来查看锁状况

设置Innodb monitors

进一步观察发生锁冲突的表，数据行等，并分析锁争用的缘由

中止监视器

默认状况每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文件变得很是巨大;

因此确认缘由后,要删除监控表关闭监视器,或者经过使用--console选项来启动服务器以关闭写日志功能

4.4 InnoDB的行锁

InnoDB支持如下两种类型的行锁

• 共享锁（读锁S）
  若事务 T 对数据对象 A 加了 S 锁;
  则事务 T 能够读 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,其余事务能够读 A，但在事务 T 释放 S 锁以前，不能对 A 作任何修改操做.
• 排他锁（写锁X）
  若事务 T 对数据对象A加 X 锁;
  事务 T 能够读 A 也能够修改 A;
  其余事务不能对 A 加任何锁,直到 T 释放 A 上的锁;
  这保证了,其余事务在 T 释放 A 上的锁以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

为了容许行/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

若是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，若是二者二者不兼容，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,能够经过如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须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.

但若是当前事务也须要对该记录进行更新,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	​
​	其余seesion仍然能够查询，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，则会致使死锁退出 update。。。where id=1

| 得到锁，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,可是不能再记录共享锁，会等待得到锁select from actor where id =1 for update
更新后释放锁 update。。。 commit	​
​	其余session，得到锁，获得其余seesion提交的记录

4.6 行锁的实现

行锁是经过给索引上的索引项加锁来实现

若是没有索引，InnoDB将经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

行锁实现特色意味着：

若是不经过索引条件检索数据,那么Innodb将对表的全部记录加锁，和表锁同样

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：

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

间隙锁的目的

• 防止幻读,以知足相关隔离级别的要求
  对于上例,若不使用间隙锁,若是其余事务插入 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
• 知足其恢复和复制的须要
  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,这每每会形成严重的锁等待;
  所以,在实际开发中,尤为是并发插入较多的应用;
  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.

4.7 when 使用表锁

对于InnoDB,在绝大部分状况下都应该使用行锁

由于事务,行锁每每是咱们选择InnoDB的理由

但在个别特殊事务中,也能够考虑使用表锁

• 事务须要更新大部分数据，表又较大
  若使用默认的行锁,不只该事务执行效率低(由于须要对较多行加锁,加锁是须要耗时的);
  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
• 事务涉及多个表，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

在InnoDB下 ,使用表锁要注意

• 使用LOCK TALBES虽然能够给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;
  这种状况下，InnoDB才能自动识别涉及表锁的死锁
  不然，InnoDB将没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，不然ＭySQL不会给表加锁
  事务结束前,不要用UNLOCK TALBES释放表锁,由于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，正确的方式见以下语句
• 须要写表t1并从表t读
  

5 死锁

ＭyISAM表锁是deadlock free的，这是由于ＭyISAM老是一次性得到所需的所有锁，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InnoDB发生死锁是可能的

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退回，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获取所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，形成严重性能问题，甚至拖垮数据库
  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，绝大部分均可以免

下面就经过实例来介绍几种死锁的经常使用方法。

• 应用中，不一样的程序会并发存取多个表
  尽可能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,保证每一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,而不该该先申请共享锁
• 在可重复读下,若是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，就能够避免问题
• 当隔离级别为READ COMMITED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，没有 -> 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

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
• 在必定条件下,ＭyISAM容许查询/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,这并不必定适合全部应用,用户能够经过设置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
• 因为表锁的锁定粒度大,读写又是串行的,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

6.2 对于InnoDB表

• 行锁基于索引实现
  若是不经过索引访问数据,InnoDB会使用表锁
• 间隙锁机制及使用间隙锁的缘由
• 不一样的隔离级别下，InnoDB的锁机制和一致性读策略不一样
• 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彻底避免

7 索引与锁

在了解InnoDB的锁特性后，用户能够经过设计和SQL调整等措施减小锁冲突和死锁

• 尽可能使用较低的隔离级别
• 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。
  
• 选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的概率也更小
• 给记录集显式加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。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。
• 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。这样能够大减小死锁的机会。
• 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。
• 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。
• 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
  
  
  
  
  

参考

MySQL中的锁（表锁、行锁）

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