開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、并發(fā)性能

• 表鎖：開銷小，加鎖快；不會出現(xiàn)死鎖；鎖定力度大，發(fā)生鎖沖突概率高，并發(fā)度最低

• 行鎖：開銷大，加鎖慢；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度小，發(fā)生鎖沖突的概率低，并發(fā)度高

• 頁鎖：開銷和加鎖速度介于表鎖和行鎖之間；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度介于表鎖和行鎖之間，并發(fā)度一般

從上述的特點課件，很難籠統(tǒng)的說哪種鎖最好，只能根據(jù)具體應用的特點來說哪種鎖更加合適。僅僅從鎖的角度來說的話：

表鎖更適用于以查詢?yōu)橹?，只有少量按索引條件更新數(shù)據(jù)的應用；行鎖更適用于有大量按索引條件并發(fā)更新少量不同數(shù)據(jù)，同時又有并發(fā)查詢的應用。（PS：由于BDB已經(jīng)被InnoDB所取代，我們只討論MyISAM表鎖和InnoDB行鎖的問題）

MyISAM表鎖

MyISAM存儲引擎只支持表鎖，這也是MySQL開始幾個版本中唯一支持的鎖類型。隨著應用對事務完整性和并發(fā)性要求的不斷提高，MySQL才開始開發(fā)基于事務的存儲引擎，后來慢慢出現(xiàn)了支持頁鎖的BDB存儲引擎和支持行鎖的InnoDB存儲引擎（實際 InnoDB是單獨的一個公司，現(xiàn)在已經(jīng)被Oracle公司收購）。但是MyISAM的表鎖依然是使用最為廣泛的鎖類型。本節(jié)將詳細介紹MyISAM表鎖的使用。

查詢表級鎖爭用情況

可以通過檢查table_locks_waited和table_locks_immediate狀態(tài)變量來分析系統(tǒng)上的表鎖定爭奪：

mysql> show status like 'table%';
+-----------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+-----------------------+-------+
| Table_locks_immediate | 2979 |
| Table_locks_waited | 0 |
+-----------------------+-------+
2 rows in set (0.00 sec))

如果Table_locks_waited的值比較高，則說明存在著較嚴重的表級鎖爭用情況。

MySQL表級鎖的鎖模式

MySQL的表級鎖有兩種模式：表共享讀鎖（Table Read Lock）和表獨占寫鎖（Table Write Lock）。鎖模式的兼容性如下表所示。

MySQL中的表鎖兼容性

可見，對MyISAM表的讀操作，不會阻塞其他用戶對同一表的讀請求，但會阻塞對同一表的寫請求；對 MyISAM表的寫操作，則會阻塞其他用戶對同一表的讀和寫操作；MyISAM表的讀操作與寫操作之間，以及寫操作之間是串行的！根據(jù)如下表所示的例子可以知道，當一個線程獲得對一個表的寫鎖后，只有持有鎖的線程可以對表進行更新操作。其他線程的讀、寫操作都會等待，直到鎖被釋放為止。

MyISAM存儲引擎的寫阻塞讀例子

如何加表鎖

MyISAM在執(zhí)行查詢語句（SELECT）前，會自動給涉及的所有表加讀鎖，在執(zhí)行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，會自動給涉及的表加寫鎖，這個過程并不需要用戶干預，因此，用戶一般不需要直接用LOCK TABLE命令給MyISAM表顯式加鎖。在本書的示例中，顯式加鎖基本上都是為了方便而已，并非必須如此。

給MyISAM表顯示加鎖，一般是為了在一定程度模擬事務操作，實現(xiàn)對某一時間點多個表的一致性讀取。例如，有一個訂單表orders，其中記錄有各訂單的總金額total，同時還有一個訂單明細表order_detail，其中記錄有各訂單每一產(chǎn)品的金額小計 subtotal，假設我們需要檢查這兩個表的金額合計是否相符，可能就需要執(zhí)行如下兩條SQL：

Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;

這時，如果不先給兩個表加鎖，就可能產(chǎn)生錯誤的結(jié)果，因為第一條語句執(zhí)行過程中，order_detail表可能已經(jīng)發(fā)生了改變。因此，正確的方法應該是：

Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;

要特別說明以下兩點內(nèi)容。

• 上面的例子在LOCK TABLES時加了“l(fā)ocal”選項，其作用就是在滿足MyISAM表并發(fā)插入條件的情況下，允許其他用戶在表尾并發(fā)插入記錄，有關(guān)MyISAM表的并發(fā)插入問題，在后面的章節(jié)中還會進一步介紹。

• 在用LOCK TABLES給表顯式加表鎖時，必須同時取得所有涉及到表的鎖，并且MySQL不支持鎖升級。也就是說，在執(zhí)行LOCK TABLES后，只能訪問顯式加鎖的這些表，不能訪問未加鎖的表；同時，如果加的是讀鎖，那么只能執(zhí)行查詢操作，而不能執(zhí)行更新操作。其實，在自動加鎖的情況下也基本如此，MyISAM總是一次獲得SQL語句所需要的全部鎖。這也正是MyISAM表不會出現(xiàn)死鎖（Deadlock Free）的原因。

在如下表所示的例子中，一個session使用LOCK TABLE命令給表film_text加了讀鎖，這個session可以查詢鎖定表中的記錄，但更新或訪問其他表都會提示錯誤；同時，另外一個session可以查詢表中的記錄，但更新就會出現(xiàn)鎖等待。

MyISAM存儲引擎的讀阻塞寫例子

注意，當使用LOCK TABLES時，不僅需要一次鎖定用到的所有表，而且，同一個表在SQL語句中出現(xiàn)多少次，就要通過與SQL語句中相同的別名鎖定多少次，否則也會出錯！舉例說明如下。

（1）對actor表獲得讀鎖：

mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

（2）但是通過別名訪問會提示錯誤：

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）需要對別名分別鎖定：

mysql> lock table actor as a read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

（4）按照別名的查詢可以正確執(zhí)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;
+------------+-----------+------------+-----------+
| first_name | last_name | first_name | last_name |
+------------+-----------+------------+-----------+
| Lisa | Tom | LISA | MONROE |
+------------+-----------+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

并發(fā)插入（Concurrent Inserts）

上文提到過MyISAM表的讀和寫是串行的，但這是就總體而言的。在一定條件下，MyISAM表也支持查詢和插入操作的并發(fā)進行。

MyISAM存儲引擎有一個系統(tǒng)變量concurrent_insert，專門用以控制其并發(fā)插入的行為，其值分別可以為0、1或2。

• 當concurrent_insert設置為0時，不允許并發(fā)插入。

• 當concurrent_insert設置為1時，如果MyISAM表中沒有空洞（即表的中間沒有被刪除的行），MyISAM允許在一個進程讀表的同時，另一個進程從表尾插入記錄。這也是MySQL的默認設置。

• 當concurrent_insert設置為2時，無論MyISAM表中有沒有空洞，都允許在表尾并發(fā)插入記錄。

在如下表所示的例子中，session_1獲得了一個表的READ LOCAL鎖，該線程可以對表進行查詢操作，但不能對表進行更新操作；其他的線程（session_2），雖然不能對表進行刪除和更新操作，但卻可以對該表進行并發(fā)插入操作，這里假設該表中間不存在空洞。

MyISAM存儲引擎的讀寫（INSERT）并發(fā)例子

可以利用MyISAM存儲引擎的并發(fā)插入特性，來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用。例如，將concurrent_insert系統(tǒng)變量設為2，總是允許并發(fā)插入；同時，通過定期在系統(tǒng)空閑時段執(zhí)行 OPTIMIZE TABLE語句來整理空間碎片，收回因刪除記錄而產(chǎn)生的中間空洞。有關(guān)OPTIMIZE TABLE語句的詳細介紹，可以參見第18章中“兩個簡單實用的優(yōu)化方法”一節(jié)的內(nèi)容。

MyISAM的鎖調(diào)度

前面講過，MyISAM存儲引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的，讀寫操作是串行的。那么，一個進程請求某個 MyISAM表的讀鎖，同時另一個進程也請求同一表的寫鎖，MySQL如何處理呢？答案是寫進程先獲得鎖。不僅如此，即使讀請求先到鎖等待隊列，寫請求后到，寫鎖也會插到讀鎖請求之前！這是因為MySQL認為寫請求一般比讀請求要重要。這也正是MyISAM表不太適合于有大量更新操作和查詢操作應用的原因，因為，大量的更新操作會造成查詢操作很難獲得讀鎖，從而可能永遠阻塞。這種情況有時可能會變得非常糟糕！幸好我們可以通過一些設置來調(diào)節(jié)MyISAM 的調(diào)度行為。

• 通過指定啟動參數(shù)low-priority-updates，使MyISAM引擎默認給予讀請求以優(yōu)先的權(quán)利。

• 通過執(zhí)行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該連接發(fā)出的更新請求優(yōu)先級降低。

• 通過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性，降低該語句的優(yōu)先級。

雖然上面3種方法都是要么更新優(yōu)先，要么查詢優(yōu)先的方法，但還是可以用其來解決查詢相對重要的應用（如用戶登錄系統(tǒng)）中，讀鎖等待嚴重的問題。

另外，MySQL也提供了一種折中的辦法來調(diào)節(jié)讀寫沖突，即給系統(tǒng)參數(shù)max_write_lock_count設置一個合適的值，當一個表的讀鎖達到這個值后，MySQL就暫時將寫請求的優(yōu)先級降低，給讀進程一定獲得鎖的機會。

上面已經(jīng)討論了寫優(yōu)先調(diào)度機制帶來的問題和解決辦法。這里還要強調(diào)一點：一些需要長時間運行的查詢操作，也會使寫進程“餓死”！因此，應用中應盡量避免出現(xiàn)長時間運行的查詢操作，不要總想用一條SELECT語句來解決問題，因為這種看似巧妙的SQL語句，往往比較復雜，執(zhí)行時間較長，在可能的情況下可以通過使用中間表等措施對SQL語句做一定的“分解”，使每一步查詢都能在較短時間完成，從而減少鎖沖突。如果復雜查詢不可避免，應盡量安排在數(shù)據(jù)庫空閑時段執(zhí)行，比如一些定期統(tǒng)計可以安排在夜間執(zhí)行。

InnoDB鎖問題

InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點：一是支持事務（TRANSACTION）；二是采用了行級鎖。行級鎖與表級鎖本來就有許多不同之處，另外，事務的引入也帶來了一些新問題。下面我們先介紹一點背景知識，然后詳細討論InnoDB的鎖問題。

背景知識

1．事務（Transaction）及其ACID屬性

事務是由一組SQL語句組成的邏輯處理單元，事務具有以下4個屬性，通常簡稱為事務的ACID屬性。

• 原子性（Atomicity）：事務是一個原子操作單元，其對數(shù)據(jù)的修改，要么全都執(zhí)行，要么全都不執(zhí)行。

• 一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，數(shù)據(jù)都必須保持一致狀態(tài)。這意味著所有相關(guān)的數(shù)據(jù)規(guī)則都必須應用于事務的修改，以保持數(shù)據(jù)的完整性；事務結(jié)束時，所有的內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)（如B樹索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。

• 隔離性（Isolation）：數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部并發(fā)操作影響的“獨立”環(huán)境執(zhí)行。這意味著事務處理過程中的中間狀態(tài)對外部是不可見的，反之亦然。

• 持久性（Durable）：事務完成之后，它對于數(shù)據(jù)的修改是永久性的，即使出現(xiàn)系統(tǒng)故障也能夠保持。

銀行轉(zhuǎn)帳就是事務的一個典型例子。

2．并發(fā)事務處理帶來的問題

相對于串行處理來說，并發(fā)事務處理能大大增加數(shù)據(jù)庫資源的利用率，提高數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的事務吞吐量，從而可以支持更多的用戶。但并發(fā)事務處理也會帶來一些問題，主要包括以下幾種情況。

• 更新丟失（Lost Update）：當兩個或多個事務選擇同一行，然后基于最初選定的值更新該行時，由于每個事務都不知道其他事務的存在，就會發(fā)生丟失更新問題－－最后的更新覆蓋了由其他事務所做的更新。例如，兩個編輯人員制作了同一文檔的電子副本。每個編輯人員獨立地更改其副本，然后保存更改后的副本，這樣就覆蓋了原始文檔。最后保存其更改副本的編輯人員覆蓋另一個編輯人員所做的更改。如果在一個編輯人員完成并提交事務之前，另一個編輯人員不能訪問同一文件，則可避免此問題。

• 臟讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄做修改，在這個事務完成并提交前，這條記錄的數(shù)據(jù)就處于不一致狀態(tài)；這時，另一個事務也來讀取同一條記錄，如果不加控制，第二個事務讀取了這些“臟”數(shù)據(jù)，并據(jù)此做進一步的處理，就會產(chǎn)生未提交的數(shù)據(jù)依賴關(guān)系。這種現(xiàn)象被形象地叫做"臟讀"。

• 不可重復讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些數(shù)據(jù)后的某個時間，再次讀取以前讀過的數(shù)據(jù)，卻發(fā)現(xiàn)其讀出的數(shù)據(jù)已經(jīng)發(fā)生了改變、或某些記錄已經(jīng)被刪除了！這種現(xiàn)象就叫做“不可重復讀”。

• 幻讀（Phantom Reads）：一個事務按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的數(shù)據(jù)，卻發(fā)現(xiàn)其他事務插入了滿足其查詢條件的新數(shù)據(jù)，這種現(xiàn)象就稱為“幻讀”。

3．事務隔離級別

在上面講到的并發(fā)事務處理帶來的問題中，“更新丟失”通常是應該完全避免的。但防止更新丟失，并不能單靠數(shù)據(jù)庫事務控制器來解決，需要應用程序?qū)σ碌臄?shù)據(jù)加必要的鎖來解決，因此，防止更新丟失應該是應用的責任。

“臟讀”、“不可重復讀”和“幻讀”，其實都是數(shù)據(jù)庫讀一致性問題，必須由數(shù)據(jù)庫提供一定的事務隔離機制來解決。數(shù)據(jù)庫實現(xiàn)事務隔離的方式，基本上可分為以下兩種。

• 一種是在讀取數(shù)據(jù)前，對其加鎖，阻止其他事務對數(shù)據(jù)進行修改。

• 另一種是不用加任何鎖，通過一定機制生成一個數(shù)據(jù)請求時間點的一致性數(shù)據(jù)快照（Snapshot)，并用這個快照來提供一定級別（語句級或事務級）的一致性讀取。從用戶的角度來看，好像是數(shù)據(jù)庫可以提供同一數(shù)據(jù)的多個版本，因此，這種技術(shù)叫做數(shù)據(jù)多版本并發(fā)控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也經(jīng)常稱為多版本數(shù)據(jù)庫。

數(shù)據(jù)庫的事務隔離越嚴格，并發(fā)副作用越小，但付出的代價也就越大，因為事務隔離實質(zhì)上就是使事務在一定程度上 “串行化”進行，這顯然與“并發(fā)”是矛盾的。同時，不同的應用對讀一致性和事務隔離程度的要求也是不同的，比如許多應用對“不可重復讀”和“幻讀”并不敏感，可能更關(guān)心數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的能力。

為了解決“隔離”與“并發(fā)”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定義了4個事務隔離級別，每個級別的隔離程度不同，允許出現(xiàn)的副作用也不同，應用可以根據(jù)自己的業(yè)務邏輯要求，通過選擇不同的隔離級別來平衡 “隔離”與“并發(fā)”的矛盾。下表很好地概括了這4個隔離級別的特性。

4種隔離級別比較

最后要說明的是：各具體數(shù)據(jù)庫并不一定完全實現(xiàn)了上述4個隔離級別，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable兩個標準隔離級別，另外還提供自己定義的Read only隔離級別；SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定義的4個隔離級別外，還支持一個叫做“快照”的隔離級別，但嚴格來說它是一個用MVCC實現(xiàn)的Serializable隔離級別。MySQL 支持全部4個隔離級別，但在具體實現(xiàn)時，有一些特點，比如在一些隔離級別下是采用MVCC一致性讀，但某些情況下又不是，這些內(nèi)容在后面的章節(jié)中將會做進一步介紹。

獲取InnoDB行鎖爭用情況

可以通過檢查InnoDB_row_lock狀態(tài)變量來分析系統(tǒng)上的行鎖的爭奪情況：

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)

如果發(fā)現(xiàn)鎖爭用比較嚴重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比較高，還可以通過設置InnoDB Monitors來進一步觀察發(fā)生鎖沖突的表、數(shù)據(jù)行等，并分析鎖爭用的原因。

具體方法如下：

mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)

然后就可以用下面的語句來進行查看：

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 no 11052, OS thread id 1158191456
MySQL thread id 200610, query id 291197 localhost root
---TRANSACTION 0 117472183, not started, process no 11052, OS thread id 1158723936
MySQL thread id 199285, query id 291199 localhost root
Show innodb status
…

監(jiān)視器可以通過發(fā)出下列語句來停止查看：

mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)

設置監(jiān)視器后，在SHOW INNODB STATUS的顯示內(nèi)容中，會有詳細的當前鎖等待的信息，包括表名、鎖類型、鎖定記錄的情況等，便于進行進一步的分析和問題的確定。打開監(jiān)視器以后，默認情況下每15秒會向日志中記錄監(jiān)控的內(nèi)容，如果長時間打開會導致.err文件變得非常的巨大，所以用戶在確認問題原因之后，要記得刪除監(jiān)控表以關(guān)閉監(jiān)視器，或者通過使用“--console”選項來啟動服務器以關(guān)閉寫日志文件。

InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實現(xiàn)了以下兩種類型的行鎖。

• 共享鎖（S）：允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同數(shù)據(jù)集的排他鎖。

• 排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務更新數(shù)據(jù)，阻止其他事務取得相同數(shù)據(jù)集的共享讀鎖和排他寫鎖。另外，為了允許行鎖和表鎖共存，實現(xiàn)多粒度鎖機制，InnoDB還有兩種內(nèi)部使用的意向鎖（Intention Locks），這兩種意向鎖都是表鎖。

• 意向共享鎖（IS）：事務打算給數(shù)據(jù)行加行共享鎖，事務在給一個數(shù)據(jù)行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。

• 意向排他鎖（IX）：事務打算給數(shù)據(jù)行加行排他鎖，事務在給一個數(shù)據(jù)行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。

上述鎖模式的兼容情況具體如下表所示。

InnoDB行鎖模式兼容性列表

如果一個事務請求的鎖模式與當前的鎖兼容，InnoDB就將請求的鎖授予該事務；反之，如果兩者不兼容，該事務就要等待鎖釋放。

意向鎖是InnoDB自動加的，不需用戶干預。對于UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給涉及數(shù)據(jù)集加排他鎖（X)；對于普通SELECT語句，InnoDB不會加任何鎖；事務可以通過以下語句顯示給記錄集加共享鎖或排他鎖。

• 共享鎖（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。

• 排他鎖（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。

用SELECT ... IN SHARE MODE獲得共享鎖，主要用在需要數(shù)據(jù)依存關(guān)系時來確認某行記錄是否存在，并確保沒有人對這個記錄進行UPDATE或者DELETE操作。但是如果當前事務也需要對該記錄進行更新操作，則很有可能造成死鎖，對于鎖定行記錄后需要進行更新操作的應用，應該使用SELECT... FOR UPDATE方式獲得排他鎖。

在如下表所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加鎖后再更新記錄，看看會出現(xiàn)什么情況，其中actor表的actor_id字段為主鍵。

InnoDB存儲引擎的共享鎖例子

當使用SELECT...FOR UPDATE加鎖后再更新記錄，出現(xiàn)如下表所示的情況。

InnoDB存儲引擎的排他鎖例子

InnoDB行鎖實現(xiàn)方式

InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項加鎖來實現(xiàn)的，這一點MySQL與Oracle不同，后者是通過在數(shù)據(jù)塊中對相應數(shù)據(jù)行加鎖來實現(xiàn)的。InnoDB這種行鎖實現(xiàn)特點意味著：只有通過索引條件檢索數(shù)據(jù)，InnoDB才使用行級鎖，否則，InnoDB將使用表鎖！

在實際應用中，要特別注意InnoDB行鎖的這一特性，不然的話，可能導致大量的鎖沖突，從而影響并發(fā)性能。下面通過一些實際例子來加以說明。

（1）在不通過索引條件查詢的時候，InnoDB確實使用的是表鎖，而不是行鎖。

在如下所示的例子中，開始tab_no_index表沒有索引：

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

InnoDB存儲引擎的表在不使用索引時使用表鎖例子

在如上表所示的例子中，看起來session_1只給一行加了排他鎖，但session_2在請求其他行的排他鎖時，卻出現(xiàn)了鎖等待！原因就是在沒有索引的情況下，InnoDB只能使用表鎖。當我們給其增加一個索引后，InnoDB就只鎖定了符合條件的行，如下表所示。

創(chuàng)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

InnoDB存儲引擎的表在使用索引時使用行鎖例子

（2）由于MySQL的行鎖是針對索引加的鎖，不是針對記錄加的鎖，所以雖然是訪問不同行的記錄，但是如果是使用相同的索引鍵，是會出現(xiàn)鎖沖突的。應用設計的時候要注意這一點。

在如下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有索引，name字段沒有索引：

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)

InnoDB存儲引擎使用相同索引鍵的阻塞例子

（3）當表有多個索引的時候，不同的事務可以使用不同的索引鎖定不同的行，另外，不論是使用主鍵索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都會使用行鎖來對數(shù)據(jù)加鎖。

在如下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有主鍵索引，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

InnoDB存儲引擎的表使用不同索引的阻塞例子

（4）即便在條件中使用了索引字段，但是否使用索引來檢索數(shù)據(jù)是由MySQL通過判斷不同執(zhí)行計劃的代價來決定的，如果MySQL認為全表掃描效率更高，比如對一些很小的表，它就不會使用索引，這種情況下InnoDB將使用表鎖，而不是行鎖。因此，在分析鎖沖突時，別忘了檢查SQL的執(zhí)行計劃，以確認是否真正使用了索引。

在下面的例子中，檢索值的數(shù)據(jù)類型與索引字段不同，雖然MySQL能夠進行數(shù)據(jù)類型轉(zhuǎn)換，但卻不會使用索引，從而導致InnoDB使用表鎖。通過用explain檢查兩條SQL的執(zhí)行計劃，我們可以清楚地看到了這一點。

例子中tab_with_index表的name字段有索引，但是name字段是varchar類型的，如果where條件中不是和varchar類型進行比較，則會對name進行類型轉(zhuǎn)換，而執(zhí)行的全表掃描。

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)

間隙鎖（Next-Key鎖）

當我們用范圍條件而不是相等條件檢索數(shù)據(jù)，并請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有數(shù)據(jù)記錄的索引項加鎖；對于鍵值在條件范圍內(nèi)但并不存在的記錄，叫做“間隙（GAP)”，InnoDB也會對這個“間隙”加鎖，這種鎖機制就是所謂的間隙鎖（Next-Key鎖）。

舉例來說，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是 1,2,...,100,101，下面的SQL：

Select * from emp where empid > 100 for update;

是一個范圍條件的檢索，InnoDB不僅會對符合條件的empid值為101的記錄加鎖，也會對empid大于101（這些記錄并不存在）的“間隙”加鎖。

InnoDB使用間隙鎖的目的，一方面是為了防止幻讀，以滿足相關(guān)隔離級別的要求，對于上面的例子，要是不使用間隙鎖，如果其他事務插入了empid大于100的任何記錄，那么本事務如果再次執(zhí)行上述語句，就會發(fā)生幻讀；另外一方面，是為了滿足其恢復和復制的需要。有關(guān)其恢復和復制對鎖機制的影響，以及不同隔離級別下InnoDB使用間隙鎖的情況，在后續(xù)的章節(jié)中會做進一步介紹。

很顯然，在使用范圍條件檢索并鎖定記錄時，InnoDB這種加鎖機制會阻塞符合條件范圍內(nèi)鍵值的并發(fā)插入，這往往會造成嚴重的鎖等待。因此，在實際應用開發(fā)中，尤其是并發(fā)插入比較多的應用，我們要盡量優(yōu)化業(yè)務邏輯，盡量使用相等條件來訪問更新數(shù)據(jù)，避免使用范圍條件。

還要特別說明的是，InnoDB除了通過范圍條件加鎖時使用間隙鎖外，如果使用相等條件請求給一個不存在的記錄加鎖，InnoDB也會使用間隙鎖！

在如下表所示的例子中，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,......,100,101。

InnoDB存儲引擎的間隙鎖阻塞例子

恢復和復制的需要，對InnoDB鎖機制的影響

MySQL通過BINLOG錄執(zhí)行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新數(shù)據(jù)的SQL語句，并由此實現(xiàn)MySQL數(shù)據(jù)庫的恢復和主從復制（可以參見本書“管理篇”的介紹）。MySQL的恢復機制（復制其實就是在Slave Mysql不斷做基于BINLOG的恢復）有以下特點。

l 一是MySQL的恢復是SQL語句級的，也就是重新執(zhí)行BINLOG中的SQL語句。這與Oracle數(shù)據(jù)庫不同，Oracle是基于數(shù)據(jù)庫文件塊的。

l 二是MySQL的Binlog是按照事務提交的先后順序記錄的，恢復也是按這個順序進行的。這點也與Oralce不同，Oracle是按照系統(tǒng)更新號（System Change Number，SCN）來恢復數(shù)據(jù)的，每個事務開始時，Oracle都會分配一個全局唯一的SCN，SCN的順序與事務開始的時間順序是一致的。

從上面兩點可知，MySQL的恢復機制要求：在一個事務未提交前，其他并發(fā)事務不能插入滿足其鎖定條件的任何記錄，也就是不允許出現(xiàn)幻讀，這已經(jīng)超過了ISO/ANSI SQL92“可重復讀”隔離級別的要求，實際上是要求事務要串行化。這也是許多情況下，InnoDB要用到間隙鎖的原因，比如在用范圍條件更新記錄時，無論在Read Commited或是Repeatable Read隔離級別下，InnoDB都要使用間隙鎖，但這并不是隔離級別要求的，有關(guān)InnoDB在不同隔離級別下加鎖的差異在下一小節(jié)還會介紹。

另外，對于“insert into target_tab select * from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...(CTAS)”這種SQL語句，用戶并沒有對source_tab做任何更新操作，但MySQL對這種SQL語句做了特別處理。先來看如下表的例子。

CTAS操作給原表加鎖例子

在上面的例子中，只是簡單地讀 source_tab表的數(shù)據(jù)，相當于執(zhí)行一個普通的SELECT語句，用一致性讀就可以了。ORACLE正是這么做的，它通過MVCC技術(shù)實現(xiàn)的多版本數(shù)據(jù)來實現(xiàn)一致性讀，不需要給source_tab加任何鎖。我們知道InnoDB也實現(xiàn)了多版本數(shù)據(jù)，對普通的SELECT一致性讀，也不需要加任何鎖；但這里InnoDB卻給source_tab加了共享鎖，并沒有使用多版本數(shù)據(jù)一致性讀技術(shù)！

MySQL為什么要這么做呢？其原因還是為了保證恢復和復制的正確性。因為不加鎖的話，如果在上述語句執(zhí)行過程中，其他事務對source_tab做了更新操作，就可能導致數(shù)據(jù)恢復的結(jié)果錯誤。為了演示這一點，我們再重復一下前面的例子，不同的是在session_1執(zhí)行事務前，先將系統(tǒng)變量 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設置為“on”（其默認值為off），具體結(jié)果如下表所示。

CTAS操作不給原表加鎖帶來的安全問題例子

從上可見，設置系統(tǒng)變量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值為“on”后，InnoDB不再對source_tab加鎖，結(jié)果也符合應用邏輯，但是如果分析BINLOG的內(nèi)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;
......

可以發(fā)現(xiàn)，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用這個BINLOG進行數(shù)據(jù)庫恢復，恢復的結(jié)果與實際的應用邏輯不符；如果進行復制，就會導致主從數(shù)據(jù)庫不一致！

通過上面的例子，我們就不難理解為什么MySQL在處理“Insert into target_tab select * from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...”時要給source_tab加鎖，而不是使用對并發(fā)影響最小的多版本數(shù)據(jù)來實現(xiàn)一致性讀。還要特別說明的是，如果上述語句的SELECT是范圍條件，InnoDB還會給源表加間隙鎖（Next-Lock）。

因此，INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...語句，可能會阻止對源表的并發(fā)更新，造成對源表鎖的等待。如果查詢比較復雜的話，會造成嚴重的性能問題，我們在應用中應盡量避免使用。實際上，MySQL將這種SQL叫作不確定（non-deterministic）的SQL，不推薦使用。

如果應用中一定要用這種SQL來實現(xiàn)業(yè)務邏輯，又不希望對源表的并發(fā)更新產(chǎn)生影響，可以采取以下兩種措施：

• 一是采取上面示例中的做法，將innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設置為“on”，強制MySQL使用多版本數(shù)據(jù)一致性讀。但付出的代價是可能無法用binlog正確地恢復或復制數(shù)據(jù)，因此，不推薦使用這種方式。

• 二是通過使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“l(fā)oad data infile ...”語句組合來間接實現(xiàn)，采用這種方式MySQL不會給source_tab加鎖。

InnoDB在不同隔離級別下的一致性讀及鎖的差異

前面講過，鎖和多版本數(shù)據(jù)是InnoDB實現(xiàn)一致性讀和ISO/ANSI SQL92隔離級別的手段，因此，在不同的隔離級別下，InnoDB處理SQL時采用的一致性讀策略和需要的鎖是不同的。同時，數(shù)據(jù)恢復和復制機制的特點，也對一些SQL的一致性讀策略和鎖策略有很大影響。將這些特性歸納成如下表所示的內(nèi)容，以便讀者查閱。

InnoDB存儲引擎中不同SQL在不同隔離級別下鎖比較

從上表可以看出：對于許多SQL，隔離級別越高，InnoDB給記錄集加的鎖就越嚴格（尤其是使用范圍條件的時候），產(chǎn)生鎖沖突的可能性也就越高，從而對并發(fā)性事務處理性能的影響也就越大。因此，我們在應用中，應該盡量使用較低的隔離級別，以減少鎖爭用的機率。實際上，通過優(yōu)化事務邏輯，大部分應用使用Read Commited隔離級別就足夠了。對于一些確實需要更高隔離級別的事務，可以通過在程序中執(zhí)行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE動態(tài)改變隔離級別的方式滿足需求。

什么時候使用表鎖

對于InnoDB表，在絕大部分情況下都應該使用行級鎖，因為事務和行鎖往往是我們之所以選擇InnoDB表的理由。但在個別特殊事務中，也可以考慮使用表級鎖。

• 第一種情況是：事務需要更新大部分或全部數(shù)據(jù)，表又比較大，如果使用默認的行鎖，不僅這個事務執(zhí)行效率低，而且可能造成其他事務長時間鎖等待和鎖沖突，這種情況下可以考慮使用表鎖來提高該事務的執(zhí)行速度。

• 第二種情況是：事務涉及多個表，比較復雜，很可能引起死鎖，造成大量事務回滾。這種情況也可以考慮一次性鎖定事務涉及的表，從而避免死鎖、減少數(shù)據(jù)庫因事務回滾帶來的開銷。

當然，應用中這兩種事務不能太多，否則，就應該考慮使用MyISAM表了。

在InnoDB下，使用表鎖要注意以下兩點。

（1）使用LOCK TABLES雖然可以給InnoDB加表級鎖，但必須說明的是，表鎖不是由InnoDB存儲引擎層管理的，而是由其上一層──MySQL Server負責的，僅當autocommit=0、innodb_table_locks=1（默認設置）時，InnoDB層才能知道MySQL加的表鎖，MySQL Server也才能感知InnoDB加的行鎖，這種情況下，InnoDB才能自動識別涉及表級鎖的死鎖；否則，InnoDB將無法自動檢測并處理這種死鎖。有關(guān)死鎖，下一小節(jié)還會繼續(xù)討論。

（2）在用 LOCK TABLES對InnoDB表加鎖時要注意，要將AUTOCOMMIT設為0，否則MySQL不會給表加鎖；事務結(jié)束前，不要用UNLOCK TABLES釋放表鎖，因為UNLOCK TABLES會隱含地提交事務；COMMIT或ROLLBACK并不能釋放用LOCK TABLES加的表級鎖，必須用UNLOCK TABLES釋放表鎖。正確的方式見如下語句：

例如，如果需要寫表t1并從表t讀，可以按如下做：

SET AUTOCOMMIT=0;
LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and t2 here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;

關(guān)于死鎖

上文講過，MyISAM表鎖是deadlock free的，這是因為MyISAM總是一次獲得所需的全部鎖，要么全部滿足，要么等待，因此不會出現(xiàn)死鎖。但在InnoDB中，除單個SQL組成的事務外，鎖是逐步獲得的，這就決定了在InnoDB中發(fā)生死鎖是可能的。如下所示的就是一個發(fā)生死鎖的例子。

InnoDB存儲引擎中的死鎖例子

在上面的例子中，兩個事務都需要獲得對方持有的排他鎖才能繼續(xù)完成事務，這種循環(huán)鎖等待就是典型的死鎖。

發(fā)生死鎖后，InnoDB一般都能自動檢測到，并使一個事務釋放鎖并回退，另一個事務獲得鎖，繼續(xù)完成事務。但在涉及外部鎖，或涉及表鎖的情況下，InnoDB并不能完全自動檢測到死鎖，這需要通過設置鎖等待超時參數(shù) innodb_lock_wait_timeout來解決。需要說明的是，這個參數(shù)并不是只用來解決死鎖問題，在并發(fā)訪問比較高的情況下，如果大量事務因無法立即獲得所需的鎖而掛起，會占用大量計算機資源，造成嚴重性能問題，甚至拖跨數(shù)據(jù)庫。我們通過設置合適的鎖等待超時閾值，可以避免這種情況發(fā)生。

通常來說，死鎖都是應用設計的問題，通過調(diào)整業(yè)務流程、數(shù)據(jù)庫對象設計、事務大小，以及訪問數(shù)據(jù)庫的SQL語句，絕大部分死鎖都可以避免。下面就通過實例來介紹幾種避免死鎖的常用方法。

（1）在應用中，如果不同的程序會并發(fā)存取多個表，應盡量約定以相同的順序來訪問表，這樣可以大大降低產(chǎn)生死鎖的機會。在下面的例子中，由于兩個session訪問兩個表的順序不同，發(fā)生死鎖的機會就非常高！但如果以相同的順序來訪問，死鎖就可以避免。

InnoDB存儲引擎中表順序造成的死鎖例子

（2）在程序以批量方式處理數(shù)據(jù)的時候，如果事先對數(shù)據(jù)排序，保證每個線程按固定的順序來處理記錄，也可以大大降低出現(xiàn)死鎖的可能。

InnoDB存儲引擎中表數(shù)據(jù)操作順序不一致造成的死鎖例子

（3）在事務中，如果要更新記錄，應該直接申請足夠級別的鎖，即排他鎖，而不應先申請共享鎖，更新時再申請排他鎖，因為當用戶申請排他鎖時，其他事務可能又已經(jīng)獲得了相同記錄的共享鎖，從而造成鎖沖突，甚至死鎖。

（4）前面講過，在REPEATABLE-READ隔離級別下，如果兩個線程同時對相同條件記錄用SELECT...FOR UPDATE加排他鎖，在沒有符合該條件記錄情況下，兩個線程都會加鎖成功。程序發(fā)現(xiàn)記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，如果兩個線程都這么做，就會出現(xiàn)死鎖。這種情況下，將隔離級別改成READ COMMITTED，就可避免問題，如下所示。

InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子1

（5）當隔離級別為READ COMMITTED時，如果兩個線程都先執(zhí)行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，如果沒有，就插入記錄。此時，只有一個線程能插入成功，另一個線程會出現(xiàn)鎖等待，當?shù)?個線程提交后，第2個線程會因主鍵重出錯，但雖然這個線程出錯了，卻會獲得一個排他鎖！這時如果有第3個線程又來申請排他鎖，也會出現(xiàn)死鎖。

對于這種情況，可以直接做插入操作，然后再捕獲主鍵重異常，或者在遇到主鍵重錯誤時，總是執(zhí)行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖，如下所示。

InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子2

盡管通過上面介紹的設計和SQL優(yōu)化等措施，可以大大減少死鎖，但死鎖很難完全避免。因此，在程序設計中總是捕獲并處理死鎖異常是一個很好的編程習慣。

如果出現(xiàn)死鎖，可以用SHOW INNODB STATUS命令來確定最后一個死鎖產(chǎn)生的原因。返回結(jié)果中包括死鎖相關(guān)事務的詳細信息，如引發(fā)死鎖的SQL語句，事務已經(jīng)獲得的鎖，正在等待什么鎖，以及被回滾的事務等。據(jù)此可以分析死鎖產(chǎn)生的原因和改進措施。下面是一段SHOW INNODB STATUS輸出的樣例：

mysql> show innodb status \G
…….
------------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
070710 14:05:16
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470078, ACTIVE 117 sec, process no 1468, OS thread id 1197328736 inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 5 lock struct(s), heap size 1216
MySQL thread id 7521657, query id 673468054 localhost root update
insert into country (country_id,country) values(110,'Test')
………
*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470079, ACTIVE 39 sec, process no 1468, OS thread id 1164048736 starting index read, thread declared inside InnoDB 500
mysql tables in use 1, locked 1
4 lock struct(s), heap size 1216, undo log entries 1
MySQL thread id 7521664, query id 673468058 localhost root statistics
select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
………
*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
………
*** WE ROLL BACK TRANSACTION (1)
……

本文全面講解了Mysql表鎖,行鎖,共享鎖,排它鎖,間隙鎖的詳細使用方法,希望對大家有所幫助