详解MySQL的锁机制

详解MySQL的锁机制

一、Mysql为什么要加锁

锁机制用于管理对共享资源的并发访问，是对数据库的一种保护机制，也是数据库在事务操作中保证事务数据一致性和完整性的一种机制。当有多个用户并发的去存取数据时，在数据库中就可能会产生多个事务同时去操作一行数据的情况，如果我们不对此类并发操作不加以控制的话，就可能会读取和存储不正确的数据，最终破坏了数据的一致性；下面请看一种典型的并发更新数据所产生的数据丢失更新问题：

异常结果：表中salary字段id为1员工的工资更新为了1200，但是实际上针对该员工的工资进行了两次的修改操作，由于事务B在事务A之后提交，所以首先提交的事务A的更新操作被丢失了，所以我们就需要锁机制来保证这种情况不会发生，保证事务中数据的一致性。

二、锁类型

表锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，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；

三、MyISAM存储引擎：

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）；对于MyISAM表的读操作，不会阻塞其他用户对同一个表的读请求，但是会阻塞对同一个表的写请求；对MyISAM表的写操作，则会阻塞其他用户对同一个表的读和写操作；MyISAM表的读操作与写操作之间，以及写操作与写操作之间时串行的。

并发插入（Concurrent Inserts）：MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言的，在一定的条件下，MyISAM表也可以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，其值分为可以为0、1/2。当concurrent_insert设置为0时，则不允许并发插入；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。可以利用MyISAM存储引擎此并发插入特性，来解决应用中对同一个表查询和插入的锁争用。例如：将concurrent_insert变量的值设为2，总是允许并发插入操作，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，回收因删除记录而产生的中间空洞。

MyISAM引擎的锁调度： MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作时串行的。一个进程请求某个MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一个表的写锁，写的优先级比读的优先级更高，所以写进程会先获得锁，即使读请求先到锁的等待队列中，写请求后到锁的等待队列中，写锁页回插入到读锁请求之前执行；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_UPDATE=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。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，给读进程一定的获得锁的机会。

四、InnoDB存储引擎：

乐观锁与悲观锁是两种并发控制的思想，可用于解决丢失更新的问题：乐观锁会"乐观的"假定大概率不会发生并发更新冲突，访问、处理数据过程中不加锁，只在更新数据时再根据版本号或时间戳判断是否有冲突，有则处理，无则提交事务；悲观锁会"悲观的"假定大概率会发生并发更新冲突，访问、处理数据前就加排他锁，在整个数据处理过程中锁定数据，事务提交或回滚后才释放锁；

InnoDB存储引擎标准的行级锁：共享锁(S Lock)：读锁，允许事务读一行数据；　　　　排他锁(X Lock)：写锁，允许事务删除或更新一行数据；

InnoDB行锁的实现方式：

InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁的，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。在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实是使用表锁而不是行锁；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；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，无论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁；即便是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。

意向锁： 意向共享锁(IS Lock)：事务想要获得一张表中某几行的共享锁； 意向排他锁(IX Lock)：事务想要获得一张表中某几行的排它锁； 查看InnoDB存储引擎的锁信息：

MariaDB [test]> show  engine innodb status\G;

MariaDB [test]> show  engine innodb status\G;

MariaDB [test]> select * from information_schema.innodb_trx\G;  *************************** 1. row ***************************                      trx_id: 1266629                   trx_state: RUNNING                 trx_started: 2020-01-08 16:24:50       trx_requested_lock_id: NULL            trx_wait_started: NULL                  trx_weight: 0         trx_mysql_thread_id: 36696                   trx_query: select * from information_schema.innodb_trx         trx_operation_state: NULL           trx_tables_in_use: 0           trx_tables_locked: 0            trx_lock_structs: 0       trx_lock_memory_bytes: 376             trx_rows_locked: 0           trx_rows_modified: 0     trx_concurrency_tickets: 0         trx_isolation_level: REPEATABLE READ           trx_unique_checks: 1      trx_foreign_key_checks: 1  trx_last_foreign_key_error: NULL   trx_adaptive_hash_latched: 0   trx_adaptive_hash_timeout: 10000  1 row in set (0.00 sec)

MariaDB [test]> select * from information_schema.innodb_locks\G;  Empty set (0.00 sec)

MariaDB [test]> select * from information_schema.innodb_lock_waits\G;  Empty set (0.00 sec)

一致性的非锁定读(Consistent Nonlocking Read): 　　是指InnoDB存储引擎通过很多个版本控制(multi versioning)的方式来读取当前执行时间数据库中的行的数据。如果读取的行正在执行DELETE或UPDATE操作，这时读取操作不会因此去等待行上的锁的释放；相反，InnoDB存储引擎会去读取行的一个快照数据，快照数据是指该行的之前的版本的数据，该实现是通过undo段来完成的。而undo用来事务中国回滚数据，因此快照数据本身是没有额外的开销。此外，读取快照数据是不需要上锁的，因为没有事务需要对历史数据进行修改操作。然而在不同的事务隔离级别下，对于快照数据，非一致性读总是读取被锁定行的最新一份快照数据，而在REPEATABLE READ事务隔离级别下，对于快照数据，非一致性读总是读取事务开始时的行数据版本。

一致性的锁定读： 显示地对数据库读取操作进行加锁以保证数据逻辑的一致性；　　SELECT ... FOR UPDATE：对读取的行记录加一个X锁，其他事务不能对已锁定的行加任何的锁；SELECT ... LOCK IN SHARE MODE：对读取的行记录加一个S锁，其他事务可以向被锁定的行加S锁，但是如果加X锁，则会被阻塞；

## 事务1  MariaDB [test]> begin;  Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)  MariaDB [test]> select  * from   tb1 where id=1 for update;  +----+------+  | id | name |  +----+------+  |  1 | aaa  |  +----+------+  1 row in set (0.00 sec)  MariaDB [test]> rollback;  Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)  ## 事务2  MariaDB [test]> begin;  Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)  MariaDB [test]> select * from tb1 where id=1 lock in share mode;  +----+------+  | id | name |  +----+------+  |  1 | aaa  |  +----+------+  1 row in set (11.55 sec)  MariaDB [test]> rollback;  Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

锁算法：

五、死锁

死锁是指两个或两个以上的事务在执行过程中，因争夺资源而造成的一种互相等待的现象；MyISAM表锁是Deadlock Free的，这时因为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。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，另外一个事务获得锁，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，可以避免这种情况的发生。

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，应该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。在上面的例子中，由于两个session访问表的顺序不同，发生死锁的机会就非常高，但是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，而不应该先申请共享锁，从而造成锁冲突，甚至死锁；

4）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READ COMMITTED就可以避免问题；

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，另外一个线程就会出现锁等待，当第一个线程提交后，第二个线程会因为主键冲突出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁，这时如果有第三个线程又来申请排它锁，也会出现死锁。

6）如果出现了死锁，可以使用上面的检查锁信息的SQL命令来确定最后一个死锁产生的原因。返回结果中国包括死锁相关的事务的详细信息，如引发死锁的SQL语句，事务已经获得的锁，正在等待什么锁，以及被回滚的事务等。据此可以分析死锁产生的原因和改进措施。

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