MySQL－ InnoDB锁机制

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

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。

• 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。
• 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。
• 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。
• 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。

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。

　　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。
　　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"。
　　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”。
　　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”。

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。

　　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。

　 　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

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。

能够用下面的语句来进行查看：

mysql> Show engine 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

　　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。

　　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。
　　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。

　　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。
　　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。

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 = 178lock 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 = 178lock 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)

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。

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：

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：

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，比 如对一些很小的表，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> 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)

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。 

　　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。

　 　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，无 论在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！

通 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）。

因 此，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 点，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。

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。

（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。

（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。

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。