MySQL锁
MySQL锁的机制
- 锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。
- 在数据库中，除传统的计算资源（如CPU,RAM,I/O）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。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，从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。
1.锁的分类
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从对数据操作的类型分为(读锁or写锁)
读锁(共享锁)： 针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而互相不影响 写锁（排它锁）： 当前写锁没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁 -
从对表数据操作的粒度分为(表锁or行锁or页锁)
表锁： 偏向MyISAM存储引擎，开销小，加锁块，无死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。
2.表锁--->偏向读
1.表锁之读锁：
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数据表创建，并插入数据：
create table mylock( id int not null primary key auto_increment, name varchar(20) )engine myisam; insert into mylock(name) values('a'); insert into mylock(name) values('b'); insert into mylock(name) values('c'); insert into mylock(name) values('d'); insert into mylock(name) values('e'); insert into mylock(name) values('f'); insert into mylock(name) values('g'); -
常见锁的命令：
# 查看表是否带锁 In_use为0表示没有锁 mysql> show open 表名; # 手动增加表锁，给dept表上写锁，给mylock上读锁 mysql> lock table mylock read,dept write; # 解锁 unlock tables; -
案例：
当我们在终端1中把mylock表添加上读锁： lock table mylock read # 终端1只能读自己的表，读其他表会报错，终端1无法修改该表的字段。 # 终端2可以读mylock表也可以读其他表。终端2如果修改mylock表会造成阻塞
2.表锁之写锁
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终端1,添加mylock表写锁；
mysql> lock table mylock write; # 终端1可以查看mylock表，也可以更改mylock表，但不能查看其他表 # 终端2可以查看其他表，终端2查看mylock表会造成阻塞，更改mylock表也不行。
3.结论：
- 对于MyISAM表的读操作(加读锁)，不会阻塞其他进程对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求，只有当读锁释放后才会执行其他进程
- 对于MyISAM表的写操作(加写锁)，会阻塞其他进程对同一表的读和写操作，只有当写锁释放后，才会执行其他进程的读写操作
- 简而言之，读锁会阻塞写，但是不会阻塞读，而写锁则会把读和写都堵塞
4.表锁分析
show status like "table%"
这里有2个状态变量记录MySQL内部表级锁的情况，两个变量说明如下：
Table_locks_immediate：产生表级锁顶的次数，表示可以立即获取锁的查询次数，每立即获取锁值加1
Table_locks_waited：出现表级锁定争用而发生等待次数（不饿能立即获取锁的次数，每等待一次锁值加1），此值高说明产生严重表级锁争用情况
- 这样，Myisam的读写锁调度是写优先，这也是myisam不适合做写为主的表引擎，因为写锁后，其他线程不能做任何操作，大量更新会使查询很难得到锁，从而造成永远阻塞。
3.行锁
- 偏向InnoDB存储引擎，开销大，加锁慢，会出现死锁，锁定粒度最小，发生锁冲突的概率也是最低，并发度高。
- InoonDB与MyISAM最大不同有两点：一是支持事务(TRANSACTION),二是采用行级锁。
- 事务及其ACID属性：原子性，一致性，隔离性，持久性
1.事务
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并发事务处理会带来问题？
- 更新丢失： 当2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，最后更新覆盖了由其他事务所做的更新。 例如：2个人修改同一个文件，每个程序员独立更改其副本，然后保存更改后副本，这样覆盖原始文档，最后保存其更改副本的编辑人员覆盖前一个程序员所做的更改。 则必须在一个程序员完成并提交事务之前，另一个程序员不能访问同一文件，则可避免此问题。 - 脏读 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，这种现象被叫做"脏读"。 也就是事务A读取到了事务B已修改但未提交的数据，还在这个数据基础上做操作，此时如果B事务回滚，A读取的数据无效，不符合一致性。 - 不可重复读 一个事务在读取某些数据后某个时间，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，这种现象叫”不可重复读“ 事务A读到了事务B已经提交修改数据，不符合隔离性 - 幻读 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他查询条件的新数据，这种现象称为‘幻读’ 事务A读取到事务B提交的新数据，不符合隔离性。 脏读是书屋B里面修改数据，幻读是事务B里面新增了数据。
查看事务隔离级别： show variables like 'tx_isolation';
2.行锁
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行锁案例分析：
# 创表 create table test_innodb_lock(a int(11),b varchar(16))engine=innodb; # 插入数据 insert into test_innodb_lock values(1,'a1'); insert into test_innodb_lock values(2,'b1'); insert into test_innodb_lock values(3,'c1'); insert into test_innodb_lock values(4,'d1'); insert into test_innodb_lock values(5,'e1'); insert into test_innodb_lock values(6,'f1'); insert into test_innodb_lock values(7,'g1'); #创建索引 create index test_innodb_a_ind on test_innodb_lock(a); create index test_innodb_b_ind on test_innodb_lock(b); -
为了演示关闭自动提交,终端1和终端2执行下面语句：
set autocommit=0； -
终端1执行更新操作，然后查看数据，数据更新了：
mysql> update test_innodb_lock set b='4040' where a=4; Query OK, 1 row affected (0.00 sec) Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0 mysql> select * from test_innodb_lock; +------+------+ | a | b | +------+------+ | 1 | a1 | | 2 | b1 | | 3 | c1 | | 4 | 4040 | | 5 | e1 | | 6 | f1 | | 7 | g1 | +------+------+ 7 rows in set (0.00 sec) -
此时终端2查询没有更新：没有出现脏读。
mysql> select * from test_innodb_lock; +------+------+ | a | b | +------+------+ | 1 | a1 | | 2 | b1 | | 3 | c1 | | 4 | d1 | | 5 | e1 | | 6 | f1 | | 7 | g1 | +------+------+ 7 rows in set (0.00 sec) -
只有当终端1和终端2都执行commit命令提交事务，提交commit 解除阻塞，其他终端的更新操作才会正常进行。
然后终端2查询，数据就更新出来了 -
当然终端1与终端2操作不同的行记录，不会互相影响。
3.索引失效行锁 导致表锁
- a为int类型，b为varchar类型
# 终端1执行sql:b为varchar类型，但是条件是整型筛选，sql内部会做字符串转换
update test_innodb_lock set a=666 where b=4040;
# 终端2执行sql:
update test_innodb_lock set b='9999' where a=7;
# 当终端b执行update时候会造成阻塞，因为b为varchar类型，但是我们用整型筛选，导致索引失效，从而造成终端2阻塞
# 所以varchar类型必须要用单引号，否则会造成表级锁
4.间隙锁的危害
- 当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排它锁时，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）
- 危害：因为Query执行过程中通过范围查找的化，它会锁定整个范围内所有的索引键值，即使这个键值并不存在。间隙锁有一个比较致命弱点，就是当锁定一个范围键值后，即使某些不存在的键值也会被无辜锁定。而造成在锁定时候无法插入锁定键值范围内任何数据，在某些场景下这可能对性能造成很大危害。
# 当前表如下：可以看到当前表没有a=2的数据
mysql> select * from test_innodb_lock;
+------+------+
| a | b |
+------+------+
| 1 | a1 |
| 666 | b1 |
| 3 | c1 |
| 4 | 4040 |
| 5 | e1 |
| 6 | f1 |
| 7 | g1 |
+------+------+
7 rows in set (0.00 sec)
mysql> commit;
# 当终端1去执行更新操作：更新1<a<6的数据行b为'0000'
update test_innodb_lock set b='0000' where a>1 and b<6;
# 当终端2去插入a=2的数据：就会造成阻塞，虽然数据表没有a=2数据，但是在没有commit之前，终端1一直占用着这块地
insert into test_innodb_lock values(2,'2222');
# 只有在终端1执行commit; 终端2才消除阻塞
5.给某一行上锁
- select ... for update 锁定某一行后，其他操作会被阻塞，知道锁定的行进行会话提交commit;
begin;
select * from test_innodb_lock where a=2 for update;
commit;
6.InnoDB对比MyISAM：
- InnoDB存储引擎由于实现了行级锁，索然在锁定机制实现方面带来性能损耗可能比表锁会更高一些，但在整体并发处理能力方面远远高于MyISAM表级锁，当系统并发量较高时候，Innodb的整体性能和MyISAM相比就会由比较明显优势了。
- 但是Innodb的行级锁同样也有其脆弱一面，当我们使用不当的时候，可能会让Innodb整体性能表现不仅不能比MyISAM高，甚至会更差。
7.行锁分析
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通过检查InnoDB_row_lock 状态变量来分析系统上行锁的争夺情况
show status like 'innodb_row_lock%'
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对于状态量说明：
Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量 *Innodb_row_lock_time：从系统启动到现在锁定总时长 *Innodb_row_lock_time_avg:每次等待所花平均时间 Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花费时间 *Innodb_row_lock_waits：系统启动后到现在总共等待的次数 # 带 * 比较重要
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8.行锁优化建议
尽可能让所有数据检索都通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁
合理设计索引，尽量缩小锁的范围
尽可能较少检索条件，避免间隙锁
尽量空设置事务大小，减少锁定资源量和时间长度
尽可能低级别事务隔离
4.页锁
- 开销和加锁时间接语表锁和行锁之间，会出现死锁，锁定粒度接语表锁和行锁之间，并发一般。
