InnoDB锁问题
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。
l???????? 原子性（Atomicity）：事務是一個原子操作單元，其對數據的修改，要么全都執行，要么全都不執行。
l???????? 一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，數據都必須保持一致狀態。這意味著所有相關的數據規則都必須應用于事務的修改，以保持數據的完整性；事務結束時，所有的內部數據結構（如B樹索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。
l???????? 隔離性（Isolation）：數據庫系統提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部并發操作影響的“獨立”環境執行。這意味著事務處理過程中的中間狀態對外部是不可見的，反之亦然。
l???????? 持久性（Durable）：事務完成之后，它對于數據的修改是永久性的，即使出現系統故障也能夠保持。
銀行轉帳就是事務的一個典型例子。
2．并發事務處理帶來的問題
相對于串行處理來說，并發事務處理能大大增加數據庫資源的利用率，提高數據庫系統的事務吞吐量，從而可以支持更多的用戶。但并發事務處理也會帶來一些問題，主要包括以下幾種情況。
l? 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。
l? 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，這條記錄的數據就處于不一致狀態；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”數據，并據此做進一步的處理，就會產生未提交的數據依賴關系。這種現象被形象地叫做"臟讀"。
l? 不可重復讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些數據后的某個時間，再次讀取以前讀過的數據，卻發現其讀出的數據已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象就叫做“不可重復讀”。
l? 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據，卻發現其他事務插入了滿足其查詢條件的新數據，這種現象就稱為“幻讀”。
3．事務隔離級別
在上面講到的并發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，并不能單靠數據庫事務控制器來解決，需要應用程序對要更新的數據加必要的鎖來解決，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”，其實都是數據庫讀一致性問題，必須由數據庫提供一定的事務隔離機制來解決。數據庫實現事務隔離的方式，基本上可分為以下兩種。
l? 一種是在讀取數據前，對其加鎖，阻止其他事務對數據進行修改。
l? 另一種是不用加任何鎖，通過一定機制生成一個數據請求時間點的一致性數據快照（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，好象是數據庫可以提供同一數據的多個版本，因此，這種技術叫做數據多版本并發控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也經常稱為多版本數據庫。
數據庫的事務隔離越嚴格，并發副作用越小，但付出的代價也就越大，因為事務隔離實質上就是使事務在一定程度上“串行化”進行，這顯然與“并發”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，可能更關心數據并發訪問的能力。
為了解決“隔離”與“并發”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，允許出現的副作用也不同，應用可以根據自己的業務邏輯要求，通過選擇不同的隔離級別來平衡“隔離”與“并發”的矛盾。表20-5很好地概括了這4個隔離級別的特性。
表20-5???????????????????????????????????????????? 4種隔離級別比較
| 讀數據一致性及允許的并發副作用 隔離級別 | 讀數據一致性 | 臟讀 | 不可重復讀 | 幻讀 |
| 未提交讀（Read uncommitted） | 最低級別，只能保證不讀取物理上損壞的數據 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交度（Read committed） | 語句級 | 否 | 是 | 是 |
| 可重復讀（Repeatable read） | 事務級 | 否 | 否 | 是 |
| 可序列化（Serializable） | 最高級別，事務級 | 否 | 否 | 否 |
最后要說明的是：各具體數據庫并不一定完全實現了上述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實現的Serializable隔離級別。MySQL支持全部4個隔離級別，但在具體實現時，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，這些內容在后面的章節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狀態變量來分析系統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)
如果發現鎖爭用比較嚴重，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來進一步觀察發生鎖沖突的表、數據行等，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
…
監視器可以通過發出下列語句來停止查看：
mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
設置監視器后，在SHOW INNODB STATUS的顯示內容中，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。打開監視器以后，默認情況下每15秒會向日志中記錄監控的內容，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，要記得刪除監控表以關閉監視器，或者通過使用“--console”選項來啟動服務器以關閉寫日志文件。
InnoDB的行鎖模式及加鎖方法
InnoDB實現了以下兩種類型的行鎖。
l? 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據集的排他鎖。
l? 排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務更新數據，阻止其他事務取得相同數據集的共享讀鎖和排他寫鎖。
另外，為了允許行鎖和表鎖共存，實現多粒度鎖機制，InnoDB還有兩種內部使用的意向鎖（Intention Locks），這兩種意向鎖都是表鎖。
l? 意向共享鎖（IS）：事務打算給數據行加行共享鎖，事務在給一個數據行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
l? 意向排他鎖（IX）：事務打算給數據行加行排他鎖，事務在給一個數據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表20-6所示。
表20-6??????????????????????????????????????????? InnoDB行鎖模式兼容性列表
| 請求鎖模式 ?? 是否兼容 當前鎖模式 | X | IX | S | IS |
| X | 沖突 | 沖突 | 沖突 | 沖突 |
| IX | 沖突 | 兼容 | 沖突 | 兼容 |
| S | 沖突 | 沖突 | 兼容 | 兼容 |
| IS | 沖突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
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會自動給涉及數據集加排他鎖（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，主要用在需要數據依存關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。
在如表20-7所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加鎖后再更新記錄，看看會出現什么情況，其中actor表的actor_id字段為主鍵。
表20-7??????????? ?????? ? InnoDB存儲引擎的共享鎖例子
| 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) |
| 當前session對actor_id=178的記錄加share mode 的共享鎖： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 lock in share mode; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178????? | LISA?????? | MONROE??? | +----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.01 sec) | ? |
| ? | 其他session仍然可以查詢記錄，并也可以對該記錄加share mode的共享鎖： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 lock in share mode; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178????? | LISA?????? | MONROE??? | +----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.01 sec) |
| 當前session對鎖定的記錄進行更新操作，等待鎖： mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178; 等待 | ? |
| ? | 其他session也對該記錄進行更新操作，則會導致死鎖退出： 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 |
| 獲得鎖后，可以成功更新： 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 | ? |
??? 當使用SELECT...FOR UPDATE加鎖后再更新記錄，出現如表20-8所示的情況。
表20-8????????????????????? ?????? ? InnoDB存儲引擎的排他鎖例子
| 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) |
| 當前session對actor_id=178的記錄加for update的共享鎖： 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) | ? |
| ? | 其他session可以查詢該記錄，但是不能對該記錄加共享鎖，會等待獲得鎖： 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 |
| 當前session可以對鎖定的記錄進行更新操作，更新后釋放鎖： 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) | ? |
| ? | 其他session獲得鎖，得到其他session提交的記錄： 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行鎖實現方式
InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項加鎖來實現的，這一點MySQL與Oracle不同，后者是通過在數據塊中對相應數據行加鎖來實現的。InnoDB這種行鎖實現特點意味著：只有通過索引條件檢索數據，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。
在如表20-9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
表20-9?? ???? ?????? InnoDB存儲引擎的表在不使用索引時使用表鎖例子?????????????
| 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，如表20-10所示。
創建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
表20-10??????????????????????????????? InnoDB存儲引擎的表在使用索引時使用行鎖例子
| 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）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，是會出現鎖沖突的。應用設計的時候要注意這一點。
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)
表20-11??????????????? InnoDB存儲引擎使用相同索引鍵的阻塞例子???????
| 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) | ? |
| ? | 雖然session_2訪問的是和session_1不同的記錄，但是因為使用了相同的索引，所以需要等待鎖： mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '4' for update; 等待 |
（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據加鎖。
在如表20-12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
表20-12????????????????????????????????? InnoDB存儲引擎的表使用不同索引的阻塞例子
| 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的索引訪問記錄，因為記錄沒有被索引，所以可以獲得鎖： mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update; +------+------+ | id?? | name | +------+------+ | 2??? | 2??? | +------+------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| ? | 由于訪問的記錄已經被session_1鎖定，所以等待獲得鎖。： mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update; |
（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據是由MySQL通過判斷不同執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的執行計劃，以確認是否真正使用了索引。關于MySQL在什么情況下不使用索引的詳細討論，參見本章“索引問題”一節的介紹。
在下面的例子中，檢索值的數據類型與索引字段不同，雖然MySQL能夠進行數據類型轉換，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進行類型轉換，而執行的全表掃描。
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據，并請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有數據記錄的索引項加鎖；對于鍵值在條件范圍內但并不存在的記錄，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行上述語句，就會發生幻讀；另外一方面，是為了滿足其恢復和復制的需要。有關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，在后續的章節中會做進一步介紹。
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鍵值的并發插入，這往往會造成嚴重的鎖等待。因此，在實際應用開發中，尤其是并發插入比較多的應用，我們要盡量優化業務邏輯，盡量使用相等條件來訪問更新數據，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！
在如表20-13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。
表20-13??????????????? InnoDB存儲引擎的間隙鎖阻塞例子
| 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) |
| 當前session對不存在的記錄加for update的鎖： mysql> select * from emp where empid = 102 for update; Empty set (0.00 sec) | ? |
| ? | 這時，如果其他session插入empid為201的記錄（注意：這條記錄并不存在），也會出現鎖等待： mysql>insert into emp(empid,...) values(201,...); 阻塞等待 |
| Session_1 執行rollback： mysql> rollback; Query OK, 0 rows affected (13.04 sec) | ? |
| ? | 由于其他session_1回退后釋放了Next-Key鎖，當前session可以獲得鎖并成功插入記錄： mysql>insert into emp(empid,...) values(201,...); Query OK, 1 row affected (13.35 sec) |
恢復和復制的需要，對InnoDB鎖機制的影響
MySQL通過BINLOG錄執行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新數據的SQL語句，并由此實現MySQL數據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，也就是重新執行BINLOG中的SQL語句。這與Oracle數據庫不同，Oracle是基于數據庫文件塊的。
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是按照系統更新號（System Change Number，SCN）來恢復數據的，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，也就是不允許出現幻讀，這已經超過了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InnoDB在不同隔離級別下加鎖的差異在下一小節還會介紹。
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。先來看如表20-14的例子。
表20-14?????????????????? CTAS操作給原表加鎖例子
| 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; | ? |
| ? | 返回結果 commit; |
在上面的例子中，只是簡單地讀source_tab表的數據，相當于執行一個普通的SELECT語句，用一致性讀就可以了。ORACLE正是這么做的，它通過MVCC技術實現的多版本數據來實現一致性讀，不需要給source_tab加任何鎖。我們知道InnoDB也實現了多版本數據，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據一致性讀技術！
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，如果在上述語句執行過程中，其他事務對source_tab做了更新操作，就可能導致數據恢復的結果錯誤。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執行事務前，先將系統變量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設置為“on”（其默認值為off），具體結果如表20-15所示。
表20-15???????? ????????? CTAS操作不給原表加鎖帶來的安全問題例子
| 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，可以對session_1的select的記錄進行更新操作。 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) |
| ? | 更新操作先提交 mysql> commit; Query OK, 0 rows affected (0.05 sec) |
| 插入操作后提交 mysql> commit; Query OK, 0 rows affected (0.07 sec) | ? |
| 此時查看數據，target_tab中可以插入source_tab更新前的結果，這符合應用邏輯： 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) |
從上可見，設置系統變量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值為“on”后，InnoDB不再對source_tab加鎖，結果也符合應用邏輯，但是如果分析BINLOG的內容：
......
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;
......
??? 可以發現，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用這個BINLOG進行數據庫恢復，恢復的結果與實際的應用邏輯不符；如果進行復制，就會導致主從數據庫不一致！
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，而不是使用對并發影響最小的多版本數據來實現一致性讀。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來實現業務邏輯，又不希望對源表的并發更新產生影響，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使用多版本數據一致性讀。但付出的代價是可能無法用binlog正確地恢復或復制數據，因此，不推薦使用這種方式。
?? 二是通過使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“load data infile ...”語句組合來間接實現，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，鎖和多版本數據是InnoDB實現一致性讀和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，數據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表20-16所示的內容，以便讀者查閱。
表20-16????????????????????????????????????????? InnoDB存儲引擎中不同SQL在不同隔離級別下鎖比較
| 隔離級別 ??????? 一致性讀和鎖 SQL | Read Uncommited | Read Commited | Repeatable Read | Serializable | |
| SQL | 條件 | ? | ? | ? | ? |
| select | 相等 | None locks | Consisten read/None lock | Consisten read/None lock | Share locks |
| 范圍 | None locks | Consisten read/None lock | Consisten read/None lock | Share Next-Key | |
| update | 相等 | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | Exclusive locks |
| 范圍 | exclusive next-key | exclusive next-key | exclusive next-key | exclusive next-key | |
| Insert | N/A | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks |
| replace | 無鍵沖突 | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks |
| 鍵沖突 | exclusive next-key | exclusive next-key | exclusive next-key | exclusive next-key | |
| delete | 相等 | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks |
| 范圍 | 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 |
| 范圍 | Share locks | Share locks | Share Next-Key | Share Next-Key | |
| Select * from ... For update | 相等 | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks |
| 范圍 | exclusive locks | Share locks | exclusive next-key | exclusive next-key | |
| Insert into ... Select ... （指源表鎖） | 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 ... （指源表鎖） | 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 | |
從表20-16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），產生鎖沖突的可能性也就越高，從而對并發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行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE動態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據，表又比較大，如果使用默認的行鎖，不僅這個事務執行效率低，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、減少數據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。有關死鎖，下一小節還會繼續討論。
（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中發生死鎖是可能的。如表20-17所示的就是一個發生死鎖的例子。
表20-17?????????? ??????? InnoDB存儲引擎中的死鎖例子
| session_1 | session_2 |
| mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; ... 做一些其他處理... | mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_2 where id=1 for update; ... |
| select * from table_2 where id =1 for update; 因session_2已取得排他鎖，等待 | 做一些其他處理... |
| ? | mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; 死鎖 |
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完成事務，這種循環鎖等待就是典型的死鎖。
發生死鎖后，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innodb_lock_wait_timeout來解決。需要說明的是，這個參數并不是只用來解決死鎖問題，在并發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，甚至拖跨數據庫。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生。
通常來說，死鎖都是應用設計的問題，通過調整業務流程、數據庫對象設計、事務大小，以及訪問數據庫的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。
表20-18??????? InnoDB存儲引擎中表順序造成的死鎖例子
| 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 first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update; +------------+-----------+ | first_name | last_name | +------------+-----------+ | PENELOPE?? | GUINESS?? | +------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> insert into country (country_id,country) values(110,'Test'); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) |
| mysql>? insert into country (country_id,country) values(110,'Test'); 等待 | ? |
| ? | mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update; +------------+-----------+ | first_name | last_name | +------------+-----------+ | PENELOPE?? | GUINESS?? | +------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| mysql>? insert into country (country_id,country) values(110,'Test'); ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction | ? |
（2）在程序以批量方式處理數據的時候，如果事先對數據排序，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死鎖的可能。
表20-19??????? InnoDB存儲引擎中表數據操作順序不一致造成的死鎖例子
| 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 first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update; +------------+-----------+ | first_name | last_name | +------------+-----------+ | PENELOPE?? | GUINESS?? | +------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec) | ? |
| ? | mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update; +------------+-----------+ | first_name | last_name | +------------+-----------+ | ED???????? | CHASE???? | +------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update; 等待 | ? |
| ? | mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update; ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction |
| mysql> select first_name,last_name from actor where actor_id = 3 for update; +------------+-----------+ | first_name | last_name | +------------+-----------+ | ED???????? | CHASE???? | +------------+-----------+ 1 row in set (4.71 sec) | ? |
（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獲得了相同記錄的共享鎖，從而造成鎖沖突，甚至死鎖。具體演示可參見20.3.3小節中的例子。
?????? （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。程序發現記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，如果兩個線程都這么做，就會出現死鎖。這種情況下，將隔離級別改成READ COMMITTED，就可避免問題，如表20-20所示。
表20-20???????????????????? InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子1
| 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) |
| 當前session對不存在的記錄加for update的鎖： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update; Empty set (0.00 sec) | ? |
| ? | 其他session也可以對不存在的記錄加for update的鎖： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update; Empty set (0.00 sec) |
| 因為其他session也對該記錄加了鎖，所以當前的插入會等待： mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom'); 等待 | ? |
| ? | 因為其他session已經對記錄進行了更新，這時候再插入記錄就會提示死鎖并退出： mysql> insert into actor (actor_id, first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom'); ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction |
| 由于其他session已經退出，當前session可以獲得鎖并成功插入記錄： mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom'); Query OK, 1 row affected (13.35 sec) | ? |
（5）當隔離級別為READ COMMITTED時，如果兩個線程都先執行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，另一個線程會出現鎖等待，當第1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，總是執行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖，如表20-21所示。
表20-21??????????????????????? InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子2
| session_1 | session_2 | session_3 |
| mysql> select @@tx_isolation; +----------------+ | @@tx_isolation | +----------------+ | READ-COMMITTED | +----------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) | mysql> select @@tx_isolation; +----------------+ | @@tx_isolation | +----------------+ | READ-COMMITTED | +----------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) | mysql> select @@tx_isolation; +----------------+ | @@tx_isolation | +----------------+ | READ-COMMITTED | +----------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> set autocommit=0; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec) |
| Session_1獲得for update的共享鎖： mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update; Empty set (0.00 sec) | 由于記錄不存在，session_2也可以獲得for update的共享鎖： mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update; Empty set (0.00 sec) | ? |
| Session_1可以成功插入記錄： mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom'); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) | ? | ? |
| ? | Session_2插入申請等待獲得鎖： mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom'); 等待 | ? |
| Session_1成功提交： mysql> commit; Query OK, 0 rows affected (0.04 sec) | ? | ? |
| ? | Session_2獲得鎖，發現插入記錄主鍵重，這個時候拋出了異常，但是并沒有釋放共享鎖： mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom'); ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '201' for key 'PRIMARY' | ? |
| ? | ? | Session_3申請獲得共享鎖，因為session_2已經鎖定該記錄，所以session_3需要等待： mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update; 等待 |
| ? | 這個時候，如果session_2直接對記錄進行更新操作，則會拋出死鎖的異常： mysql> update actor set last_name='Lan' where actor_id = 201; ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction | ? |
| ? | ? | Session_2釋放鎖后，session_3獲得鎖： mysql> select first_name, last_name from actor where actor_id = 201 for update; +------------+-----------+ | first_name | last_name | +------------+-----------+ | Lisa?????? | Tom?????? | +------------+-----------+ 1 row in set (31.12 sec) |
盡管通過上面介紹的設計和SQL優化等措施，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。
如果出現死鎖，可以用SHOW INNODB STATUS命令來確定最后一個死鎖產生的原因。返回結果中包括死鎖相關事務的詳細信息，如引發死鎖的SQL語句，事務已經獲得的鎖，正在等待什么鎖，以及被回滾的事務等。據此可以分析死鎖產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)
……
小結
本章重點介紹了MySQL中MyISAM表級鎖和InnoDB行級鎖的實現特點，并討論了兩種存儲引擎經常遇到的鎖問題和解決辦法。
對于MyISAM的表鎖，主要討論了以下幾點：
（1）共享讀鎖（S）之間是兼容的，但共享讀鎖（S）與排他寫鎖（X）之間，以及排他寫鎖（X）之間是互斥的，也就是說讀和寫是串行的。
（2）在一定條件下，MyISAM允許查詢和插入并發執行，我們可以利用這一點來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用問題。
（3）MyISAM默認的鎖調度機制是寫優先，這并不一定適合所有應用，用戶可以通過設置LOW_PRIORITY_UPDATES參數，或在INSERT、UPDATE、DELETE語句中指定LOW_PRIORITY選項來調節讀寫鎖的爭用。
（4）由于表鎖的鎖定粒度大，讀寫之間又是串行的，因此，如果更新操作較多，MyISAM表可能會出現嚴重的鎖等待，可以考慮采用InnoDB表來減少鎖沖突。
對于InnoDB表，本章主要討論了以下幾項內容。
l???????? InnoDB的行鎖是基于鎖引實現的，如果不通過索引訪問數據，InnoDB會使用表鎖。
l???????? 介紹了InnoDB間隙鎖（Next-key)機制，以及InnoDB使用間隙鎖的原因。
l???????? 在不同的隔離級別下，InnoDB的鎖機制和一致性讀策略不同。
l???????? MySQL的恢復和復制對InnoDB鎖機制和一致性讀策略也有較大影響。
l???????? 鎖沖突甚至死鎖很難完全避免。
在了解InnoDB鎖特性后，用戶可以通過設計和SQL調整等措施減少鎖沖突和死鎖，包括：
l???????? 盡量使用較低的隔離級別；
l???????? 精心設計索引，并盡量使用索引訪問數據，使加鎖更精確，從而減少鎖沖突的機會；
l???????? 選擇合理的事務大小，小事務發生鎖沖突的幾率也更小；
l???????? 給記錄集顯示加鎖時，最好一次性請求足夠級別的鎖。比如要修改數據的話，最好直接申請排他鎖，而不是先申請共享鎖，修改時再請求排他鎖，這樣容易產生死鎖；
l???????? 不同的程序訪問一組表時，應盡量約定以相同的順序訪問各表，對一個表而言，盡可能以固定的順序存取表中的行。這樣可以大大減少死鎖的機會；
l???????? 盡量用相等條件訪問數據，這樣可以避免間隙鎖對并發插入的影響；
l???????? 不要申請超過實際需要的鎖級別；除非必須，查詢時不要顯示加鎖；
l???????? 對于一些特定的事務，可以使用表鎖來提高處理速度或減少死鎖的可能。
來源:https://www.cnblogs.com/jack204/archive/2012/06/09/2542940.html
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