MySQL- InnoDB锁机制

InnoDB与MyISAM的最大不同有两点:一是支持事务(TRANSACTION);二是采用了行级锁。行级锁与表级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。下面我们先介绍一点背景知识,然后详细讨论InnoDB的锁问题。

背景知识

事务(Transaction)及其ACID属性

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,事务具有以下4个属性,通常简称为事务的ACID属性。

  • 原子性(Atomicity):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,以保持数据的完整性;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):数据库系统提供一定的隔离机制,保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的,反之亦然。
  • 持久性(Durable):事务完成之后,它对于数据的修改是永久性的,即使出现系统故障也能够保持。

  银行转帐就是事务的一个典型例子。

并发事务处理带来的问题

  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):当两个或多个事务选择同一行,然后基于最初选定的值更新该行时,由于每个事务都不知道其他事务的存在,就会发生丢失更新问题--最后的更 新覆盖了由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。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。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,在这个事务完成并提交前,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,如果不加 控制,第二个事务读取了这些“脏”数据,并据此做进一步的处理,就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做"脏读"。
  不可重复读(Non-Repeatable Reads):一个事务在读取某些数据后的某个时间,再次读取以前读过的数据,却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了!这种现象就叫做“不可重复读”。
  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,这种现象就称为“幻读”。

事务隔离级别

  在上面讲到的并发事务处理带来的问题中,“更新丢失”通常是应该完全避免的。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。

“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,基本上可分为以下两种。

  一种是在读取数据前,对其加锁,阻止其他事务对数据进行修改。

   另一种是不用加任何锁,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(Snapshot),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。从用户的角度来看,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。

  数据库的事务隔离越严格,并发副作用越 小,但付出的代价也就越大,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”是矛盾的。同时,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,ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别,每个级别的隔离程度不同,允许出现的副作用也不同,应用可以根据自己的业务逻辑要求,通过选择不同的隔离级别来平衡 “隔离”与“并发”的矛盾。表20-5很好地概括了这4个隔离级别的特性。 

表20-5 4种隔离级别比较

读数据一致性及允许的并发副作用

隔离级别

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

  最后要说明的是:各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别,例如,Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准隔离级别,另外还提供自己定义的Read only隔离级别;SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个隔离级别外,还支持一个叫做“快照”的隔离级别,但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL 支持全部4个隔离级别,但在具体实现时,有一些特点,比如在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读,但某些情况下又不是,这些内容在后面的章节中将会做进 一步介绍。

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:

复制代码
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
复制代码

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。

可以用下面的语句来进行查看:

复制代码
mysql> Show engine 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
复制代码

  在SHOW INNODB STATUS的显示内容中,会有详细的当前锁等待的信息,包括表名、锁类型、锁定记录的情况等,便于进行进一步的分析和问题的确定。打开监视器以后,默认 情况下每15秒会向日志中记录监控的内容,如果长时间打开会导致.err文件变得非常的巨大,所以用户在确认问题原因之后,要记得删除监控表以关闭监视 器,或者通过使用"--console"选项来启动服务器以关闭写日志文件。

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。

  另外,为了允许行锁和表锁共存,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。

表20-6 InnoDB行锁模式兼容性列表

请求锁模式

   是否兼容

当前锁模式

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。

在如表20-7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,其中actor表的actor_id字段为主键。

表20-7  InnoDB存储引擎的共享锁例子

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)

当前session对actor_id=178的记录加share mode 的共享锁:

mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock in share mode;

+----------+------------+-----------+

| actor_id | first_name | last_name |

+----------+------------+-----------+

| 178      | LISA       | MONROE    |

+----------+------------+-----------+

1 row in set (0.01 sec)

 
 

其他session仍然可以查询记录,并也可以对该记录加share mode的共享锁:

mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock in share mode;

+----------+------------+-----------+

| actor_id | first_name | last_name |

+----------+------------+-----------+

| 178      | LISA       | MONROE    |

+----------+------------+-----------+

1 row in set (0.01 sec)

当前session对锁定的记录进行更新操作,等待锁:

mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;

等待

 
 

其他session也对该记录进行更新操作,则会导致死锁退出:

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

获得锁后,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

 

 当使用SELECT...FOR UPDATE加锁后再更新记录,出现如表20-8所示的情况。

表20-8 InnoDB存储引擎的排他锁例子

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)

当前session对actor_id=178的记录加for update的排它锁:

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可以查询该记录,但是不能对该记录加共享锁,会等待获得锁:

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

当前session可以对锁定的记录进行更新操作,更新后释放锁:

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获得锁,得到其他session提交的记录:

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。下面通过一些实际例子来加以说明。

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。

在如表20-9所示的例子中,开始tab_no_index表没有索引:

复制代码
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)
复制代码

表20-9   InnoDB存储引擎的表在不使用索引时使用表锁例子

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。当我们给其增加一个索引后,InnoDB就只锁定了符合条件的行。

表20-10   InnoDB存储引擎的表在使用索引时使用行锁例子

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。

在如表20-11所示的例子中,表tab_with_index的id字段有索引,name字段没有索引:

表20-11 InnoDB存储引擎使用相同索引键的阻塞例子       

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)

 
 

虽然session_2访问的是和session_1不同的记录,但是因为使用了相同的索引,所以需要等待锁:

mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '4' for update;

等待

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。

在如表20-12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:

表20-12  InnoDB存储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的索引访问记录,因为记录没有被索引,所以可以获得锁:

mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update;

+------+------+

| id   | name |

+------+------+

| 2    | 2    |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

 

由于访问的记录已经被session_1锁定,所以等待获得锁。:

mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update;

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。关于MySQL在什么情况下不使用索引的详细讨论,参见本章“索引问题”一节的介绍。

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。

复制代码
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)
复制代码

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!

在如表20-13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。

表20-13  InnoDB存储引擎的间隙锁阻塞例子

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)

当前session对不存在的记录加for update的锁:

mysql> select * from emp where empid = 102 for update;

Empty set (0.00 sec)

 
 

这时,如果其他session插入empid为201的记录(注意:这条记录并不存在),也会出现锁等待:

mysql>insert into emp(empid,...) values(201,...);

阻塞等待

Session_1 执行rollback:

mysql> rollback;

Query OK, 0 rows affected (13.04 sec)

 
 

由于其他session_1回退后释放了Next-Key锁,当前session可以获得锁并成功插入记录:

mysql>insert into emp(empid,...) values(201,...);

Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

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。先来看如表 20-14的例子。

表20-14  CTAS操作给原表加锁例子

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;

 
 

返回结果

commit;

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),具体结果如表20-15所示。

表20-15  CTAS操作不给原表加锁带来的安全问题例子

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,可以对session_1的select的记录进行更新操作。

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)

 

此时查看数据,target_tab中可以插入source_tab更新前的结果,这符合应用逻辑:

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)

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:

复制代码
......
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;
......
复制代码

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表20-16所示的内容,以便读者查阅。

表20-16  InnoDB存储引擎中不同SQL在不同隔离级别下锁比较

隔离级别

        一致性读和锁

SQL

Read Uncommited

Read Commited

Repeatable Read

Serializable

SQL

条件

       

select

相等

None locks

Consisten read/None lock

Consisten read/None lock

Share locks

范围

None locks

Consisten read/None lock

Consisten read/None lock

Share Next-Key

update

相等

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

Exclusive locks

范围

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

Insert

N/A

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

replace

无键冲突

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

键冲突

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

exclusive next-key

delete

相等

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

范围

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

范围

Share locks

Share locks

Share Next-Key

Share Next-Key

Select * from ... For update

相等

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

exclusive locks

范围

exclusive locks

Share locks

exclusive next-key

exclusive next-key

Insert into ... Select ...

(指源表锁)

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 ...

(指源表锁)

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

  从表20-16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。

  第一种情况是: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。

  第二种情况是: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。正确的方式见如下语句:

例如,如果需要写表t1并从表t读,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;



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。


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。


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。


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。返回结果中包括死锁相关事务的详细信息,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。

 

posted on 2016-08-13 10:28  爱漂泊人生  阅读(24341)  评论(3编辑  收藏

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