MySQL之锁介绍

Posted 王大军

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了MySQL之锁介绍相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

前言

　　锁。在现实生活中是为我们隐藏外界所使用的一种工具。在计算机中，是协调多个进程或线程并发访问某一资源的一种机制。在数据库当中，除了传统的计算资源（CPU、RAM、I/O等等）的争用之外，数据也是一种供许多用户共享访问的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性，是所有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。

mysql锁

　　相对于其他数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，最显著的特点就是不同的存储引擎支持不同的锁机制。

　　根据不同的存储引擎，MySQL中锁的特性可以大致归纳如下：

　　

开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能

表锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定力度大，发生锁冲突概率高，并发度最低

行锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度小，发生锁冲突的概率低，并发度高

页锁：开销和加锁速度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

　　从上诉特点可见，很难笼统的说哪种锁最好，只能根据具体应用的特点来说哪种锁更加合适。

　　仅仅从锁的角度来说的话：

表锁更适合用以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用；

行锁更适合用于大量按索引条件，并发更新少量不同数据，同时又有并发查询的应用。

（PS：由于BDB已经被InnoDB所取代，我们只讨论MyISAM表锁和InnoDB行锁的问题）

MyISAM表锁

　　MyISAM存储引擎只支持表锁，这也是MySQL开始几个版本中唯一支持的锁类型。

　　随着应用对事务完整性和并发性要求的不断提高，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，现在已经被Oracle公司收购）。但是MyISAM的表锁依然是使用最为广泛的锁类型。本节将详细介绍MyISAM表锁的使用。

查询表级锁争用情况。
　　通过检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量来分析系统上的表锁定争夺：

 　　

　　如果Table_locks_waited的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用情况。

MySQL表级锁的锁模式

　　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）。

　　MySQL中的表锁兼容性：

　　由上可小总结一下，对于MyISAM引擎表的读写操作，有如下特点：

  • 读操作不阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；
  • 写操作会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；
  • 读操作和写操作之间、写操作和写操作之间，都是串行的。

如下所示的例子，当一个线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁的线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。

MyISAM存储引擎的写阻塞读例子

 

如何加表锁

　　MyISAM在执行查询语句（SELECT）前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT）前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要用户干预，因此，用户一般不需要直接LOCK TABLE命令给MyISAM表显示加锁。

　　在本文的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并非必须如此。给MyISAM表显示加锁，一般是为了在一定程度模拟事务操作，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，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符，可能就需要执行如下两条SQL：

　　

　　这时，如果不先给两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句执行过程中，order_detail表可能已经发生了改变。

　　因此，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;

　　要特别说明以下两点内容：

  • 上面的例子在LOCK TABLES时加了“local”选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾并发插入记录。

  • 在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及到表的锁，并且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，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实，在自动加锁的情况下也基本如此，MyISAM总是一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁（Deadlock Free）的原因。

一个session使用LOCK TABLE命令给表film_text加了读锁，这个session可查询锁定表中的记录，但是查询和更新其他表都会提示错误；同时，另外一个session可以查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。

MyISAM存储引擎的读阻塞写例子

注意，当使用LOCK TABLES时，不仅需要一次锁定用到的所有表，而且，同一个表的别名在SQL语句中出现多少次，就要通过与SQL语句中相同的别名锁定多少次，否则也会出错！

例如：

（1）对actor表获得读锁：
mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（2）但是通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）需要对别名分别锁定：
mysql> lock table actor as a  read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（4）按照别名的查询可以正确执行：
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;

并发插入（Concurrent Inserts）

上文提到过MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言。在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。

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，其值分别可以为0、1或2。

  • 当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
  • 当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞（即表的中间没有被删除的行），MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
  • 当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。

　　session_1获得了一个表的READ LOCAL锁，该线程可以对表进行查询操作，但不能对表进行更新操作；其他的线程（session_2），虽然不能对表进行删除和更新操作，但却可以对该表进行并发插入操作。

　　这里假设该表中间不存在空洞。例子如下：MyISAM存储引擎的读写（INSERT）并发例子

　　可以利用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，总是允许并发插入；同时，通过定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。

MyISAM的锁调度

　　前面讲过，MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作是串行的。那么，一个进程请求某个 MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？

　　答案是写进程先获得锁。

　　不仅如此，即使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之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求要重要。

　　这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作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。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM 的调度行为。

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

　　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，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用（如用户登录系统）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降低，给读进程一定获得锁的机会。
　　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：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此，应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题，因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。

InnoDB锁问题

获取InnoDB行锁争用情况

可以通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况：

mysql> show status like \'innodb_row_lock%\';

如果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，还可以通过设置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。

InnoDB的行锁模式及加锁方法

InnoDB实现了以下两种类型的行锁。

共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。

排他锁（X）：允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。

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。

上述锁模式的兼容情况具体如下表所示。

　　如果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，如果两者不兼容，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；

　　事务可以通过以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获得共享锁，主要用在需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操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，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... FOR UPDATE方式获得排他锁。

　　在如下表所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加锁后再更新记录，看看会出现什么情况，下面出现的id为主键。

由上可知：

  • 当一个线程对指定一行数据加共享锁时，其他线程更新此行数据阻塞；
  • 而这两个线程可查询此数据或其他行数据；
  • 当A线程更新阻塞过程中，B线程也进行更新线程，此时B线程会发生死锁退出，这时A线程解除阻塞状态 更新成功。

　　当使用SELECT...FOR UPDATE加锁后再更新记录，出现如下表所示的情况。

由上可知

  • 当A线程对指定行数据加排他锁（for update）时，如果其他线程对此行数据进行加锁（排他/共享锁），则阻塞；
  • A线程对指定行数据进行加排他锁，其他线程仅能对此行查询，但更新和删除会阻塞；对于其他行数据，则无限制；
  • 同样当阻塞期间，其他线程进行更新/删除，会发生死锁退出，阻塞的线程则会解除阻塞状态，执行成功

InnoDB行锁实现方式

　　InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，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，不然的话，可能导致大量的锁冲突，从而影响并发性能。

通过一些实际例子来加以说明。

创建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
创建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

（1）在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。

无索引的情况

　　

　　在如上表所示的例子中，看起来session_1只给一行加了排他锁，但session_2在请求其他行的排他锁时，却出现了锁等待！

　　原因就是在没有索引的情况下，InnoDB只能使用表锁。当我们给其中增加一个索引后，InnoDB就只锁定符合条件的行。（注意：如果没有where 条件，则将全部加锁当前有数据的所有行。当并不是针对记录加锁，而是针对有记录的索引加锁！理解这句话。然后后面新增的数据行没有锁，毕竟是新加入的，前10有奖品，第11位当然没有）

有索引的情况

　　

　　上面已经阐述过此场景，不在累述。

（2）由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果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。

#在如下表所示的例子中，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)

　　

（3）当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。

在如下表所示的例子中，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

（4）即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果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，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。因此，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。

　　在下面的例子中，检索值的数据类型与索引字段不同，虽然MySQL能够进行数据类型转换，但却不会使用索引，从而导致InnoDB使用表锁。通过用explain检查两条SQL的执行计划，我们可以清楚地看到了这一点。

例子中tab_with_index表的name字段有索引，但是name字段是varchar类型的，如果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）

　　当我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，叫做“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）。

　　举例来说，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；
  • 另外一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。有关其恢复和复制对锁机制的影响，以及不同隔离级别下InnoDB使用间隙锁的情况，在后续的章节中会做进一步介绍。

　　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，这往往会造成严重的锁等待。因此，在实际应用开发中，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。
　　还要特别说明的是，InnoDB除了通过范围条件加锁时使用间隙锁外，如果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！

　　在如下表所示的例子中，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,......,100,101。

　　　

恢复和复制的需要，对InnoDB锁机制的影响

　　MySQL通过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（可以参见本书“管理篇”的介绍）。MySQL的恢复机制（复制其实就是在Slave Mysql不断做基于BINLOG的恢复）有以下特点。

  • 一是MySQL的恢复是SQL语句级的，也就是重新执行BINLOG中的SQL语句。这与Oracle数据库不同，Oracle是基于数据库文件块的。
  • 二是MySQL的Binlog是按照事务提交的先后顺序记录的，恢复也是按这个顺序进行的。这点也与Oralce不同，Oracle是按照系统更新号（System Change Number，SCN）来恢复数据的，每个事务开始时，Oracle都会分配一个全局唯一的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，其他并发事务不能插入满足其锁定条件的任何记录，也就是不允许出现幻读，这已经超过了ISO/ANSI SQL92“可重复读”隔离级别的要求，实际上是要求事务要串行化。这也是许多情况下，InnoDB要用到间隙锁的原因，比如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，但这并不是隔离级别要求的，有关InnoDB在不同隔离级别下加锁的差异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，用户并没有对source_tab做任何更新操作，但MySQL对这种SQL语句做了特别处理。先来看如下表的例子。

　　

　　在上面的例子中，只是简单地读 source_tab表的数据，相当于执行一个普通的SELECT语句，用一致性读就可以了。ORACLE正是这么做的，它通过MVCC技术实现的多版本数据来实现一致性读，不需要给source_tab加任何锁。我们知道InnoDB也实现了多版本数据，对普通的SELECT一致性读，也不需要加任何锁；但这里InnoDB却给source_tab加了共享锁，并没有使用多版本数据一致性读技术！
　　MySQL为什么要这么做呢？其原因还是为了保证恢复和复制的正确性。因为不加锁的话，如果在上述语句执行过程中，其他事务对source_tab做了更新操作，就可能导致数据恢复的结果错误。为了演示这一点，我们再重复一下前面的例子，不同的是在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），具体结果如下表所示。

 从上可见，设置系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值为“on”后，InnoDB不再对source_tab加锁，结果也符合应用逻辑，但是如果分析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;
View Code

　　可以发现，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用这个BINLOG进行数据库恢复，恢复的结果与实际的应用逻辑不符；如果进行复制，就会导致主从数据库不一致！
　　通过上面的例子，我们就不难理解为什么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，如果上述语句的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，造成对源表锁的等待。如果查询比较复杂的话，会造成严重的性能问题，我们在应用中应尽量避免使用。实际上，MySQL将这种SQL叫作不确定（non-deterministic）的SQL，不推荐使用。

如果应用中一定要用这种SQL来实现业务逻辑，又不希望对源表的并发更新产生影响，可以采取以下两种措施：

  • 一是采取上面示例中的做法，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无法用binlog正确地恢复或复制数据，因此，不推荐使用这种方式。
  • 二是通过使用“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在不同隔离级别下的一致性读及锁的差异
　　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，因此，在不同的隔离级别下，InnoDB处理SQL时采用的一致性读策略和需要的锁是不同的。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。将这些特性归纳成如下表所示的内容，以便读者查阅。

　　

　　

　　从上表可以看出：对于许多SQL，隔离级别越高，InnoDB给记录集加的锁就越严格（尤其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。因此，我们在应用中，应该尽量使用较低的隔离级别，以减少锁争用的机率。实际上，通过优化事务逻辑，大部分应用使用Read Commited隔离级别就足够了。对于一些确实需要更高隔离级别的事务，可以通过在程序中执行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满足需求。

什么时候使用表锁

对于InnoDB表，在绝大部分情况下都应该使用行级锁，因为事务和行锁往往是我们之所以选择InnoDB表的理由。但在个别特殊事务中，也可以考虑使用表级锁。

  • 第一种情况：事务需要更新大部分或全部数据，表又比较大，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。
  • 第二种情况：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表了。
在InnoDB下，使用表锁要注意以下两点。

（1）使用LOCK TABLES虽然可以给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，这种情况下，InnoDB才能自动识别涉及表级锁的死锁；否则，InnoDB将无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，否则MySQL不会给表加锁；事务结束前，不要用UNLOCK TABLES释放表锁，因为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。

关于死锁

上文讲过，MyISAM表锁是deadlock free的，这是因为MyISAM总是一次获得所需的全部锁，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，这就决定了在InnoDB中发生死锁是可能的。如下所示的就是一个发生死锁的例子。

在上面的例子中，两个事务都需要获得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一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并回退，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及表锁的情况下，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得所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖跨数据库。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，绝大部分死锁都可以避免。下面就通过实例来介绍几种避免死锁的常用方法

（1）在应用中，如果不同的程序会并发存取多个表，应尽量约定以相同的顺序来访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会。在下面的例子中，由于两个session访问两个表的顺序不同，发生死锁的机会就非常高！但如果以相同的顺序来访问，死锁就可以避免。

（2）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，也可以大大降低出现死锁的可能。

　　

（3）在事务中，如果要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不应先申请共享锁，更新时再申请排他锁，因为当用户申请排他锁时，其他事务可能又已经获得了相同记录的共享锁，从而造成锁冲突，甚至死锁。
（4）前面讲过，在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果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，就可避免问题，如下所示。

 　　

（5）当隔离级别为READ COMMITTED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，如果没有，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，如下所示。

尽管通过上面介绍的设计和SQL优化等措施，可以大大减少死锁，但死锁很难完全避免。因此，在程序设计中总是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。

 

参考：https://blog.csdn.net/mysteryhaohao/article/details/51669741

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