MySQL的锁1 MySql的三种锁2 表锁的锁模式3 MyISAM的并发锁4 InnoDB锁问题5 关于死锁6 总结7 索引与锁

1 MySql的三种锁

1.1 表锁

  • 开销小,加锁快
  • 不会出现死锁
  • 锁定粒度大,发生锁冲突的概率最高,并发度最低

1.2行锁

  • 开销大,加锁慢
  • 会出现死锁
  • 锁定粒度小,发生锁冲突的概率最低,并发度最高

1.3页锁

  • 开销和加锁时间介于表锁和行锁之间
  • 会出现死锁
  • 锁定粒度介于表锁和行锁之间,并发度一般

1.4 引擎与锁

  • MyISAM和MEMORY支持表锁
  • BDB支持页锁,也支持表锁
  • Innodb既支持行锁,也支持表锁,默认行锁
//查询表锁争用情况
检查`table_locks_waited`和`table_locks_immediate`状态变量来分析
show status like 'table%'
//table_locks_waited 的值越高,则说明存在严重的表级锁的争用情况

2 表锁的锁模式

是否兼容

请求none

请求读锁

请求写锁

当前处于读锁

当前处于写锁

MyISAM表的读操作,不会阻塞其他用户对同一张表的读,但会阻塞对同一张表的写

MyISAM

  • 执行select前,会自动给涉及的所有表加读?
  • 执行更新(update,delete,insert)会自动给涉及到的表加写?

这个过程不需要用户干预,因此不需要用户直接显式用lock table命令

对于给MyISAM显式加锁,一般是为了在一定程度上模拟事务操作,实现对某一个时间点多个表一致性读取

2.1实例

订单表-orders 记录各订单的总金额total

订单明细表-order_detail 记录各订单每一产品的金额小计subtotal

假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符

select sum(total) from orders;
select sum(subtotal) from order_tail;

如果不给表加锁,可能出现错误,在第一条执行的过程,第二张表发生了改表,正确的方法

lock tables orders read local,order_detail read local;
select sum(total) from orders;
select sum(subtotal) from order_tail;
unlock  tables

2.2 注意点

在用lock tables显式加表锁时,必须同时取得所有涉及的表的锁,并且MySQL支持锁升级 即在执行lock tables后,只能访问显式加锁的这些表,不能访问未加锁的表

加的是读锁,就只能查询,不能更新

session1

session2

获得表film_textd 写锁 lock table film_text read;

可select * from film_text

可select * from film_text

不能查询没有锁定的表 :select * from film

可查询/更新未锁定的表: select * from film

插入或更新锁定表会提示错误 update...from film_text

更新锁定表会等待 update...from film_text

释放锁 unlock tables

等待

获得锁,更新成功

在自动加锁的情况下也如此,MySQL会一次获得SQL语句所需要的全部锁 所以MyISAM的表不会死锁

session1

session2

获得表film_textd 写锁 lock table film_text read;

可select * from film_text

可select * from film_text

不能查询没有锁定的表 :select * from film

可查询/更新未锁定的表: select * from film

插入或更新锁定表会提示错误 update...from film_text

更新锁定表会等待 update...from film_text

释放锁 unlock tables

等待

获得锁,更新成功

2.3 tips

当使用lock tables时,不仅需要一次锁定用到的所有表 且同一表在SQL语句中出现多少次,就要通过与SQL语句中别名锁多少次

lock table actor read

会提示错误

select a.first_name.....

需要对别名分别锁定

lock table actor as a read,actor as b read;

3 MyISAM的并发锁

在一定条件下,MyISAM也支持并发插入和读取

  • 系统变量concurrent_insert 控制其并发插入的行为,其值分别可以为
  • 0,不允许并发插入,所有插入对表加互斥锁
  • 1,只要表中无空洞,就允许并发插入.如果MyISAM允许在一个读表的同时,另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
  • 2,无论MyISAM表中有无空洞,都强制在表尾并发插入记录,若无读线程,新行插入空洞中

可以利用MyISAM的并发插入特性,来解决应用中对同表查询和插入的锁争用 例如,将concurrent_insert系统变量为2,总是允许并发插入

删除操作不会重整整个表,只是把行标记为删除,在表中留下"空洞",MyISAM倾向于在可能时填满这些空洞,插入时就会重用 这些空间,无空洞则把新行插到表尾

3.1 MyISAM的锁调度

MyISAM的读和写锁互斥,读操作串行的

一个进程请求某个MyISAM表的读锁,同时另一个进程也请求同表的写锁,MySQL如何处理呢? 答案是写进程先获得锁。不仅如此,即使读进程先请求先到锁等待队列,写请求后到,写锁也会插到读请求之前! 这是因为MySQL认为写请求一般比读请求重要 这也正是MyISAM表不适合有大量更新和查询操作应用的原因 因为,大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁,从而可能永远阻塞

幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为

  • 启动参数low-priority-updates 给予读请求以优先的权利
  • 执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1 使该连接发出的更新请求优先级降低。
  • 指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性 降低该语句的优先级

另外,MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突,即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值,当一个表的读锁达到这个值后,MySQL便暂时将写请求的优先级降低,给读进程一定获得锁的机会


4 InnoDB锁问题

MyISAM最大不同

  • 支持事务
  • 采用行锁

行锁和表锁本来就有许多不同之处,另外,事务的引入也带来了一些新问题

4.1 事务及其ACID

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,事务具有ACID属性

  • 原子性(Actomicity) 事务是一个原子操作单元,其对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行
  • 一致性(Consistent) 在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态 这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改,以操持完整性 事务结束时,所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的
  • 隔离性(Isolation) 一个事务所做的修改在最终提交前对其他事务不可见
  • 持久性(Durability) 一旦事务提交,它对于数据的修改会持久化到DB

4.2 事务带来的问题

相对于串行处理来说,并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率,提高数据库系统的事务吞吐量,从而可以支持可以支持更多的用户 但并发事务处理也会带来一些问题,主要包括以下几种情况

  • 更新丢失(Lost Update) 当多个事务选择同一行,然后基于最初选定值更新该行时,由于事务隔离性,最后的更新覆盖了其他事务所做的更新 例如,两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本,然后保存更改后的副本,这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的修改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前,另一个编辑人员不能访问同一文件,则可避免此问题
  • 脏读(Dirty Reads) 一个事务正在对一条记录做修改,在该事务提交前,这条记录的数据就处于不一致状态 这时,另一个事务也来读取同一条记录,读取了这些未提交的数据
  • 不可重复读(Non-Repeatable Reads) 一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除
  • 幻读(Phantom Reads) 一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据,却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据

4.3 事务隔离级别

  1. 在并发事务处理带来的问题中,“更新丢失”通常应该是完全避免的。但防止更新丢失,并不能单靠数据库事务控制器来解决,需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决,因此,防止更新丢失应该是应用的责任。
  2. “脏读”、“不可重复读”和“幻读”,其实都是数据库读一致性问题,必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式,基本可以分为以下两种。
  • 在读取数据前,对其加锁,房主其他事务对数据进行修改
  • 不用加任何锁,通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照,并用这个快照来提供一定级别(语句级或事务级)的一致性读取。从用户的角度,好像是数据库可以提供同一数据的多个版本,因此,这种技术叫做数据多版本并发控制(MultiVersion Concurrency Control,简称MVCC或MCC),也经常称为多版本数据库

数据库的事务隔离级别越严格,并发副作用越小,但付出的代价也越大 因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行,这显然与“并发”矛盾, 不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的,比如许多应用对“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,ANSI SQL定义了4种隔离级别

隔离级别/读数据一致性及允许的并发副作用

读数据一致性

脏读

不可重复读

幻读

未提交读(Read uncommitted)

最低级别,只能保证不读取物理上损坏的数据

已提交度(Read committed)

语句级

可重复读(Repeatable read)

事务级

可序列化(Serializable)

最高级别,事务级

//查看Innodb行锁争用情况
show status like 'innodb_row_lock%'
//如果发现争用比较严重,如Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值比较高
//通过查询information_schema相关表来查看锁情况
select * from innodb_locks
select * from innodb_locks_waits
//或者通过设置Innodb monitors来进一步观察发生锁冲突的表,数据行等,并分析锁争用的原因
show ENGINE innodb status
//停止监视器
drop table innodb_monitor;
//默认情况每15秒回向日志中记录监控的内容,如果长时间打开会导致.err文件变得非常巨大,所以确认原因后,要删除监控表关闭监视器,或者通过使用--console选项来启动服务器以关闭写日志功能

4.4 InnoDB的行锁

InnoDB支持以下两种类型的行锁

  • 共享锁(读锁S) 若事务 T 对数据对象 A 加了 S 锁,则事务 T 可以读 A 但不能修改 A,其它事务只能再对他加 S 锁,而不能加 X 锁,直到 T 释放 A 上的 S 锁。 这保证了其他事务可以读 A,但在事务 T 释放 S 锁之前,不能对 A 做任何修改操作。
  • 排他锁(写锁X) 若事务 T 对数据对象加 X 锁,事务 T 可以读 A 也可以修改 A,其他事务不能对 A 加任何锁,直到 T 释放 A 上的锁。 这保证了,其他事务在 T 释放 A 上的锁之前不能再读取和修改 A。

另外,为了允许行/表锁共存,实现多粒度锁机制,InnoDB还有两种内部使用的意向锁(Intention Locks),这两种意向锁都是表锁

  • 意向共享锁(IS) 事务打算给数据行共享锁,事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁
  • 意向排他锁(IX) 事务打算给数据行加排他锁,事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁

当前锁/是否兼容/请求锁

X

IX

S

IS

X

冲突

冲突

冲突

冲突

IX

冲突

兼容

冲突

兼容

S

冲突

冲突

兼容

兼容

IS

冲突

兼容

兼容

兼容

如果一个事务的请求锁与当前锁兼容,InnoDB就请求的锁授予该事务 如果不兼容,该事务就要等待锁释放

对于UPDATE、DELETE和INSERT语句,InnoDB会自动给涉及数据集排他锁(X) 对于普通SELECT语句,InnoDB不会任何锁

可以通过以下语句显示地给记录加读/写锁

  • 共享锁(S) select * from table_name where ... lock in share mode
  • 排他锁(X) select * from table_name where ... FOR UPDATE

select * from table_name where ... lock in share mode获得共享锁,主要用在需要数据依存关系时确认某行记录是否存在,并确保没有人对这个记录UPDATE或DELETE 但如果当前事务也需要对该记录进行更新,则很有可能造成死锁,对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用,应该使用select * from table_name where ... FOR UPDATE方式获取排他锁

4.5 实例

4.5.1 Innodb共享锁

session_1

session_2

set autocommit=0,select * from actor where id =1

set autocommit=0,select * from actor where id =1

当前seesion对id为1的记录加入共享锁 select * from actor where id =1 lock in share mode

其他seesion仍然可以查询,并对该记录加入 select * from actor where id =1 lock in share mode

当前session对锁定的记录进行更新,等待锁 update。。。where id=1

当前session对锁定记录进行更新,则会导致死锁退出 update。。。where id=1

获得锁,更新成功

4.5.2 Innodb排他锁

session_1

session_2

set autocommit=0,select * from actor where id =1

set autocommit=0,select * from actor where id =1

当前seesion对id为1的记录加入for update 共享锁 select * from actor where id =1 for update

可查询该记录select *from actor where id =1,但是不能再记录共享锁,会等待获得锁select *from actor where id =1 for update

更新后释放锁 update。。。 commit

其他session,获得所,得到其他seesion提交的记录

4.6 Innodb行锁实现

InnoDb行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现 如果没有索引,InnoDB将通过隐藏的聚簇索引来对记录加锁

  • Record Locks:对索引项加锁
  • Gap lock:对索引项之的“间隙“,第一天记录前的”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

InnoDb的行锁,实现特点意味着: 如果不通过索引条件检索数据,那么Innodb将对表的所有记录加锁,和表锁一样

间隙锁(Next-Key锁)

SELECT * FROM emp WHERE empid > 100 FOR UPDATE
//    是一个范围条件的检索,InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁,也会对empid大于101(这些记录并不存在)的“间隙”加锁。

InnoDB使用间隙锁的目的,一方面是为了防止幻读,以满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,如果其他事务插入了empid大于100的任何记录,那么本事务如果再次执行上述语句,就会发生幻读;另一方面,是为了满足其恢复和复制的需要。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,这往往会造成严重的锁等待。因此,在实际开发中,尤其是并发插入比较多的应用,我们要尽量优化业务逻辑,尽量使用相等条件来访问更新数据,避免使用范围条件。

4.7 什么时候使用表锁

对于InnoDB,在绝大部分情况下都应该使用行锁 因为事务和行锁往往是我们之所以选择InnoDB的理由

但在个别特殊事务中,也可以考虑使用表锁

  • 事务需要更新大部分数据,表又较大,如果使用默认的行锁,不仅这个事务执行效率低,而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突,这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度
  • 事务涉及多个表,比较复杂,很可能引起死锁,造成大量事务回滚 这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表,从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销

当然,应用中这两种事务不能太多,否则,就应该考虑使用MyISAM

在InnoDB下 ,使用表锁要注意以下两点

  • 使用LOCK TALBES虽然可以给InnoDB加表级锁,但必须说明的是,表锁不是由InnoDB引擎层管理的,而是由其上一层MySQL Server负责的 仅当autocommit=0、innodb_table_lock=1(默认设置)时,InnoDB层才能知道MySQL加的表锁,MySQL Server才能感知InnoDB加的行锁 这种情况下,InnoDB才能自动识别涉及表锁的死锁 否则,InnoDB将无法自动检测并处理这种死锁
  • 在用LOCK TALBESInnoDB锁时要注意,要将autocommit设为0,否则MySQL不会给表加锁 事务结束前,不要用UNLOCK TALBES释放表锁,因为它会隐式地提交事务 COMMIT或ROLLBACK不能释放用LOCK TALBES加的表锁,必须用UNLOCK TABLES释放表锁,正确的方式见如下语句
// 如果需要写表t1并从表t读
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCAK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;

5 关于死锁

MyISAM表锁是deadlock free的,这是因为MyISAM总是一次性获得所需的全部锁,要么全部满足,要么等待,因此不会出现死锁

但在InnoDB中,除单个SQL组成的事务外,锁是逐步获得的,这就决定了InnoDB发生死锁是可能的

发生死锁后,InnoDB一般都能自动检测到,并使一个事务释放锁并退回,另一个事务获得锁,继续完成事务

但在涉及外部锁,或涉及锁的情况下,InnoDB并不能完全自动检测到死锁 这需要通过设置锁等待超时参数innodb_lock_wait_timeout来解决 需要说明的是,这个参数并不是只用来解决死锁问题,在并发访问比较高的情况下,如果大量事务因无法立即获取所需的锁而挂起,会占用大量计算机资源,造成严重性能问题,甚至拖垮数据库 我们通过设置合适的锁等待超时阈值,可以避免这种情况发生。

通常来说,死锁都是应用设计的问题,通过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小、以及访问数据库的SQL语句,绝大部分都可以避免 下面就通过实例来介绍几种死锁的常用方法。

  • 在应用中,如果不同的程序会并发存多个表,应尽量约定以相同的顺序访问表,这样可以大大降低产生死锁的机会
  • 在程序以批量方式处理数据的时候,如果事先对数据排序,保证每个线程按固定的顺序来处理记录,也可以大大降低死锁的可能
  • 在事务中,如果要更新记录,应该直接申请排他锁,而不应该先申请共享锁
  • 可重复读下,如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...ROR UPDATE加排他写锁 在没有符合该记录情况下,两个线程都会加锁成功 程序发现记录尚不存在,就试图插入一条新记录,如果两个线程都这么做,就会出现死锁 这种情况下,将隔离级别改成READ COMMITTED,就可以避免问题
  • 当隔离级别为READ COMMITED时,如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE 判断是否存在符合条件的记录,没有,就插入记录。此时,只有一个线程能插入成功,另一个线程会出现锁等待,当第1个线程提交后,第2个线程会因主键重出错,但虽然这个线程出错了,却会获得一个排他锁!这时如果有第3个线程又来申请排他锁,也会出现死锁。对于这种情况,可以直接做插入操作,然后再捕获主键重异常,或者在遇到主键重错误时,总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁

如果出现死锁,可以用SHOW INNODB STATUS命令来确定最后一个死锁产生的原因和改进措施。

6 总结

6.1 对于MyISAM的表锁

  • 共享读锁之间是兼容的,但共享读锁和排他写锁之间,以及排他写锁之间互斥,即读写串行
  • 在一定条件下,MyISAM允许查询/插入并发,可利用这一点来解决应用中对同一表查询/插入的锁争用问题
  • MyISAM默认的锁调度机制是写优先,这并不一定适合所有应用,用户可以通过设置LOW_PRIPORITY_UPDATES参数或在INSERT、UPDATE、DELETE语句中指定LOW_PRIORITY选项来调节读写锁的争用
  • 由于表锁的锁定粒度大,读写又是串行的,因此如果更新操作较多,MyISAM表可能会出现严重的锁等待,可以考虑采用InnoDB表来减少锁冲突

6.2 对于InnoDB表

  • InnoDB的行锁是基于索引实现的,如果不通过索引访问数据,InnoDB会使用表锁
  • InnoDB间隙锁机制,以及InnoDB使用间隙锁的原因
  • 在不同的隔离级别下,InnoDB的锁机制和一致性读策略不同。
  • MySQL的恢复和复制对InnoDB锁机制和一致性读策略也有较大影响
  • 锁冲突甚至死锁很难完全避免

7 索引与锁

在了解InnoDB的锁特性后,用户可以通过设计和SQL调整等措施减少锁冲突和死锁

  • 尽量使用较低的隔离级别
  • 精心设计索引,并尽量使用索引访问数据,使加锁更精确,从而减少锁冲突的机会。
  • 选择合理的事务大小,小事务发生锁冲突的几率也更小。
  • 给记录集显示加锁时,最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话,最好直接申请排他锁,而不是先申请共享锁,修改时再请求排他锁,这样容易产生死锁。
  • 不同的程序访问一组表时,应尽量约定以相同的顺序访问各表,对一个表而言,尽可能以固定的顺序存取表中的行。这样可以大减少死锁的机会。
  • 尽量用相等条件访问数据,这样可以避免间隙锁对并发插入的影响。
  • 不要申请超过实际需要的锁级别;除非必须,查询时不要显示加锁。
  • 对于一些特定的事务,可以使用表锁来提高处理速度或减少死锁的可能

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