MySQL表鎖行鎖詳解MyISAM與Innodb比較
鎖是計算機協調多個程序或執行緒併發訪問某一資源的機制。在資料庫中，除傳統的計算資源（如CPU、RAM、I/O等）的爭用以外，資料也是一種供許多使用者共享的資源。如何保證資料併發訪問的一致性、有效性是所有資料庫必須解決的一個問題，鎖衝突也是影響資料庫併發訪問效能的一個重要因素。從這個角度來說，鎖對資料庫而言顯得尤其重要，也更加複雜。本章我們著重討論MySQL鎖機制的特點，常見的鎖問題，以及解決MySQL鎖問題的一些方法或建議。
MySQL鎖概述
相對其他資料庫而言，MySQL的鎖機制比較簡單，其最顯著的特點是不同的儲存引擎支援不同的鎖機制。比如，MyISAM和MEMORY儲存引擎採用的是表級鎖（table-level locking）；BDB儲存引擎採用的是頁面鎖（page-level locking），但也支援表級鎖；InnoDB儲存引擎既支援行級鎖（row-level locking），也支援表級鎖，但預設情況下是採用行級鎖。
MySQL這3種鎖的特性可大致歸納如下。
開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、併發效能
l 表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定粒度大，發生鎖衝突的概率最高,併發度最低。
l 行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度最小，發生鎖衝突的概率最低,併發度也最高。
l 頁面鎖：開銷和加鎖時間界於表鎖和行鎖之間；會出現死鎖；鎖定粒度界於表鎖和行鎖之間，併發度一般。
從上述特點可見，很難籠統地說哪種鎖更好，只能就具體應用的特點來說哪種鎖更合適！僅從鎖的角度來說：表級鎖更適合於以查詢為主，只有少量按索引條件更新資料的應用，如Web應用；而行級鎖則更適合於有大量按索引條件併發更新少量不同資料，同時又有併發查詢的應用，如一些線上事務處理（OLTP）系統。這一點在本書的“開發篇”介紹表型別的選擇時，也曾提到過。下面幾節我們重點介紹MySQL表鎖和 InnoDB行鎖的問題，由於BDB已經被InnoDB取代，即將成為歷史，在此就不做進一步的討論了。
MyISAM表鎖
MyISAM儲存引擎只支援表鎖，這也是MySQL開始幾個版本中唯一支援的鎖型別。隨著應用對事務完整性和併發性要求的不斷提高，MySQL才開始開發基於事務的儲存引擎，後來慢慢出現了支援頁鎖的BDB儲存引擎和支援行鎖的InnoDB儲存引擎（實際 InnoDB是單獨的一個公司，現在已經被Oracle公司收購）。但是MyISAM的表鎖依然是使用最為廣泛的鎖型別。本節將詳細介紹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狀態變數來分析系統上的表鎖定爭奪：
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）和表獨佔寫鎖（Table Write Lock）。鎖模式的相容性如表20-1所示。
表20-1 MySQL中的表鎖相容性
| 請求鎖模式 是否相容 當前鎖模式 |
None |
讀鎖 |
寫鎖 |
| 讀鎖 |
是 |
是 |
否 |
| 寫鎖 |
是 |
否 |
否 |
可見，對MyISAM表的讀操作，不會阻塞其他使用者對同一表的讀請求，但會阻塞對同一表的寫請求；對 MyISAM表的寫操作，則會阻塞其他使用者對同一表的讀和寫操作；MyISAM表的讀操作與寫操作之間，以及寫操作之間是序列的！根據如表20-2所示的例子可以知道，當一個執行緒獲得對一個表的寫鎖後，只有持有鎖的執行緒可以對錶進行更新操作。其他執行緒的讀、寫操作都會等待，直到鎖被釋放為止。
表20-2 MyISAM儲存引擎的寫阻塞讀例子
| session_1 |
session_2 |
| 獲得表film_text的WRITE鎖定 mysql> lock table film_text write; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
|
| 當前session對鎖定表的查詢、更新、插入操作都可以執行： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+-------------+ | film_id | title | +---------+-------------+ | 1001 | Update Test | +---------+-------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1003,'Test'); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (0.00 sec) Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0 |
其他session對鎖定表的查詢被阻塞，需要等待鎖被釋放： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; 等待 |
| 釋放鎖： mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
等待 |
| Session2獲得鎖，查詢返回： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+-------+ | film_id | title | +---------+-------+ | 1001 | Test | +---------+-------+ 1 row in set (57.59 sec) |
如何加表鎖
MyISAM在執行查詢語句（SELECT）前，會自動給涉及的所有表加讀鎖，在執行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，會自動給涉及的表加寫鎖，這個過程並不需要使用者干預，因此，使用者一般不需要直接用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，並非必須如此。
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，就可能產生錯誤的結果，因為第一條語句執行過程中，order_detail表可能已經發生了改變。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容。
¡ 上面的例子在LOCK TABLES時加了“local”選項，其作用就是在滿足MyISAM表併發插入條件的情況下，允許其他使用者在表尾併發插入記錄，有關MyISAM表的併發插入問題，在後面的章節中還會進一步介紹。
¡ 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，並且MySQL不支援鎖升級。也就是說，在執行LOCK TABLES後，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，那麼只能執行查詢操作，而不能執行更新操作。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表不會出現死鎖（Deadlock Free）的原因。
在如表20-3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，但更新就會出現鎖等待。
表20-3 MyISAM儲存引擎的讀阻塞寫例子
| session_1 |
session_2 |
| 獲得表film_text的READ鎖定 mysql> lock table film_text read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
|
| 當前session可以查詢該表記錄 mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+------------------+ | film_id | title | +---------+------------------+ | 1001 | ACADEMY DINOSAUR | +---------+------------------+ 1 row in set (0.00 sec) |
其他session也可以查詢該表的記錄 mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+------------------+ | film_id | title | +---------+------------------+ | 1001 | ACADEMY DINOSAUR | +---------+------------------+ 1 row in set (0.00 sec) |
| 當前session不能查詢沒有鎖定的表 mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001; ERROR 1100 (HY000): Table 'film' was not locked with LOCK TABLES |
其他session可以查詢或者更新未鎖定的表 mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001; +---------+---------------+ | film_id | title | +---------+---------------+ | 1001 | update record | +---------+---------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> update film set title = 'Test' where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (0.04 sec) Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0 |
| 當前session中插入或者更新鎖定的表都會提示錯誤： mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,'Test'); ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001; ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated |
其他session更新鎖定表會等待獲得鎖： mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001; 等待 |
| 釋放鎖 mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
等待 |
| Session獲得鎖，更新操作完成： mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (1 min 0.71 sec) Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0 |
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)
併發插入（Concurrent Inserts）
上文提到過MyISAM表的讀和寫是序列的，但這是就總體而言的。在一定條件下，MyISAM表也支援查詢和插入操作的併發進行。
MyISAM儲存引擎有一個系統變數concurrent_insert，專門用以控制其併發插入的行為，其值分別可以為0、1或2。
l 當concurrent_insert設定為0時，不允許併發插入。
l 當concurrent_insert設定為1時，如果MyISAM表中沒有空洞（即表的中間沒有被刪除的行），MyISAM允許在一個程序讀表的同時，另一個程序從表尾插入記錄。這也是MySQL的預設設定。
l 當concurrent_insert設定為2時，無論MyISAM表中有沒有空洞，都允許在表尾併發插入記錄。
在如表20-4所示的例子中，session_1獲得了一個表的READ LOCAL鎖，該執行緒可以對錶進行查詢操作，但不能對錶進行更新操作；其他的執行緒（session_2），雖然不能對錶進行刪除和更新操作，但卻可以對該表進行併發插入操作，這裡假設該表中間不存在空洞。
表20-4 MyISAM儲存引擎的讀寫（INSERT）併發例子
| session_1 |
session_2 |
| 獲得表film_text的READ LOCAL鎖定 mysql> lock table film_text read local; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
|
| 當前session不能對鎖定表進行更新或者插入操作： mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,'Test'); ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001; ERROR 1099 (HY000): Table 'film_text' was locked with a READ lock and can't be updated |
其他session可以進行插入操作，但是更新會等待： mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,'Test'); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> update film_text set title = 'Update Test' where film_id = 1001; 等待 |
| 當前session不能訪問其他session插入的記錄： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002; Empty set (0.00 sec) |
|
| 釋放鎖： mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) |
等待 |
| 當前session解鎖後可以獲得其他session插入的記錄： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002; +---------+-------+ | film_id | title | +---------+-------+ | 1002 | Test | +---------+-------+ 1 row in set (0.00 sec) |
Session2獲得鎖，更新操作完成： mysql> update film_text set title = 'Update Test' where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (1 min 17.75 sec) Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0 |
可以利用MyISAM儲存引擎的併發插入特性，來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用。例如，將concurrent_insert系統變數設為2，總是允許併發插入；同時，通過定期在系統空閒時段執行 OPTIMIZE TABLE語句來整理空間碎片，收回因刪除記錄而產生的中間空洞。有關OPTIMIZE TABLE語句的詳細介紹，可以參見第18章中“兩個簡單實用的優化方法”一節的內容。
MyISAM的鎖排程
前面講過，MyISAM儲存引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的，讀寫操作是序列的。那麼，一個程序請求某個 MyISAM表的讀鎖，同時另一個程序也請求同一表的寫鎖，MySQL如何處理呢？答案是寫程序先獲得鎖。不僅如此，即使讀請求先到鎖等待佇列，寫請求後到，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表不太適合於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定來調節MyISAM 的排程行為。
¡ 通過指定啟動引數low-priority-updates，使MyISAM引擎預設給予讀請求以優先的權利。
¡ 通過執行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該連線發出的更新請求優先順序降低。
¡ 通過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性，降低該語句的優先順序。
雖然上面3種方法都是要麼更新優先，要麼查詢優先的方法，但還是可以用其來解決查詢相對重要的應用（如使用者登入系統）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節讀寫衝突，即給系統引數max_write_lock_count設定一個合適的值，當一個表的讀鎖達到這個值後，MySQL就暫時將寫請求的優先順序降低，給讀程序一定獲得鎖的機會。
上面已經討論了寫優先排程機制帶來的問題和解決辦法。這裡還要強調一點：一些需要長時間執行的查詢操作，也會使寫程序“餓死”！因此，應用中應儘量避免出現長時間執行的查詢操作，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，往往比較複雜，執行時間較長，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，從而減少鎖衝突。如果複雜查詢不可避免，應儘量安排在資料庫空閒時段執行，比如一些定期統計可以安排在夜間執行。
InnoDB鎖問題
InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點：一是支援事務（TRANSACTION）；二是採用了行級鎖。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，然後詳細討論InnoDB的鎖問題。
背景知識
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，其對資料的修改，要麼全都執行，要麼全都不執行。
l 一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，資料都必須保持一致狀態。這意味著所有相關的資料規則都必須應用於事務的修改，以保持資料的完整性；事務結束時，所有的內部資料結構（如B樹索引或雙向連結串列）也都必須是正確的。
l 隔離性（Isolation）：資料庫系統提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部併發操作影響的“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 永續性（Durable）：事務完成之後，它對於資料的修改是永久性的，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。
相對於序列處理來說，併發事務處理能大大增加資料庫資源的利用率，提高資料庫系統的事務吞吐量，從而可以支援更多的使用者。但併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，然後基於最初選定的值更新該行時，由於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－－最後的更新覆蓋了由其他事務所做的更新。例如，兩個編輯人員製作了同一文件的電子副本。每個編輯人員獨立地更改其副本，然後儲存更改後的副本，這樣就覆蓋了原始文件。最後儲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並提交事務之前，另一個編輯人員不能訪問同一檔案，則可避免此問題。
l 髒讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄做修改，在這個事務完成並提交前，這條記錄的資料就處於不一致狀態；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“髒”資料，並據此做進一步的處理，就會產生未提交的資料依賴關係。這種現象被形象地叫做"髒讀"。
l 不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些資料後的某個時間，再次讀取以前讀過的資料，卻發現其讀出的資料已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象就叫做“不可重複讀”。
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資料，卻發現其他事務插入了滿足其查詢條件的新資料，這種現象就稱為“幻讀”。
在上面講到的併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，並不能單靠資料庫事務控制器來解決，需要應用程式對要更新的資料加必要的鎖來解決，因此，防止更新丟失應該是應用的責任。
“髒讀”、“不可重複讀”和“幻讀”，其實都是資料庫讀一致性問題，必須由資料庫提供一定的事務隔離機制來解決。資料庫實現事務隔離的方式，基本上可分為以下兩種。
l 一種是在讀取資料前，對其加鎖，阻止其他事務對資料進行修改。
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資料快照（Snapshot)，並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。從使用者的角度來看，好像是資料庫可以提供同一資料的多個版本，因此，這種技術叫做資料多版本併發控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也經常稱為多版本資料庫。
資料庫的事務隔離越嚴格，併發副作用越小，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 “序列化”進行，這顯然與“併發”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“不可重複讀”和“幻讀”並不敏感，可能更關心資料併發訪問的能力。
為了解決“隔離”與“併發”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“併發”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
| 讀資料一致性及允許的併發副作用 隔離級別 |
讀資料一致性 |
髒讀 |
不可重複讀 |
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資料 |
是 |
是 |
是 |
| 已提交度（Read committed） |
語句級 |
否 |
是 |
是 |
| 可重複讀（Repeatable read） |
事務級 |
否 |
否 |
是 |
| 可序列化（Serializable） |
最高級別，事務級 |
否 |
否 |
否 |
最後要說明的是：各具體資料庫並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除支援上述ISO/ANSI SQL92定義的4個隔離級別外，還支援一個叫做“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 支援全部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採用MVCC一致性讀，但某些情況下又不是，這些內容在後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狀態變數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，還可以通過設定InnoDB Monitors來進一步觀察發生鎖衝突的表、資料行等，並分析鎖爭用的原因。
具體方法如下：
mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)
然後就可以用下面的語句來進行檢視：
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檢視：
mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
設定監視器後，在SHOW INNODB STATUS的顯示內容中，會有詳細的當前鎖等待的資訊，包括表名、鎖型別、鎖定記錄的情況等，便於進行進一步的分析和問題的確定。開啟監視器以後，預設情況下每15秒會向日志中記錄監控的內容，如果長時間開啟會導致.err檔案變得非常的巨大，所以使用者在確認問題原因之後，要記得刪除監控表以關閉監視器，或者通過使用“--console”選項來啟動伺服器以關閉寫日誌檔案。
InnoDB的行鎖模式及加鎖方法
InnoDB實現了以下兩種型別的行鎖。
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資料集的排他鎖。
l 排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務更新資料，阻止其他事務取得相同資料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）：事務打算給資料行加行共享鎖，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）：事務打算給資料行加行排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。
上述鎖模式的相容情況具體如表20-6所示。
表20-6 InnoDB行鎖模式相容性列表
| 請求鎖模式 是否相容 當前鎖模式 |
X |
IX |
S |
IS |
| X |
衝突 |
衝突 |
衝突 |
衝突 |
| IX |
衝突 |
相容 |
衝突 |
相容 |
| S |
衝突 |
衝突 |
相容 |
相容 |
| IS |
衝突 |
相容 |
相容 |
相容 |
如果一個事務請求的鎖模式與當前的鎖相容，InnoDB就將請求的鎖授予該事務；反之，如果兩者不相容，該事務就要等待鎖釋放。
意向鎖是InnoDB自動加的，不需使用者干預。對於UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給涉及資料集加排他鎖（X)；對於普通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，主要用在需要資料依存關係時來確認某行記錄是否存在，並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，對於鎖定行記錄後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加鎖後再更新記錄，看看會出現什麼情況，其中actor表的actor_id欄位為主鍵。
表20-7 InnoDB儲存引擎的共享鎖例子
| 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 = 178lock in share mode; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178 | LISA | MONROE | +----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.01 sec) |
|
| 其他session仍然可以查詢記錄，並也可以對該記錄加share mode的共享鎖： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock 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 |
|
| 獲得鎖後，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加鎖後再更新記錄，出現如表20-8所示的情況。
表20-8 InnoDB儲存引擎的排他鎖例子
| 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的排它鎖： 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 |
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| 當前session可以對鎖定的記錄進行更新操作，更新後釋放鎖： 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，後者是通過在資料塊中對相應資料行加鎖來實現的。InnoDB這種行鎖實現特點意味著：只有通過索引條件檢索資料，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，可能導致大量的鎖衝突，從而影響併發效能。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儲存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後，InnoDB就只鎖定了符合條件的行，如表20-10所示。
建立tab_with_index表，id欄位有普通索引：
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儲存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）由於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，是會出現鎖衝突的。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欄位有索引，name欄位沒有索引：
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儲存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都會使用行鎖來對資料加鎖。
在如表20-12所示的例子中，表tab_with_index的id欄位有主鍵索引，name欄位有普通索引：
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儲存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) |
|
| 由於訪問的記錄已經被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欄位，但是否使用索引來檢索資料是由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，在分析鎖衝突時，別忘了檢查SQL的執行計劃，以確認是否真正使用了索引。關於MySQL在什麼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，檢索值的資料型別與索引欄位不同，雖然MySQL能夠進行資料型別轉換，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欄位有索引，但是name欄位是varchar型別的，如果where條件中不是和varchar型別進行比較，則會對name進行型別轉換，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）
當我們用範圍條件而不是相等條件檢索資料，並請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有資料記錄的索引項加鎖；對於鍵值在條件範圍內但並不存在的記錄，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;
是一個範圍條件的檢索，InnoDB不僅會對符合條件的empid值為101的記錄加鎖，也會對empid大於101（這些記錄並不存在）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，對於上面的例子，要是不使用間隙鎖，如果其他事務插入了empid大於100的任何記錄，那麼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複製的需要。有關其恢復和複製對鎖機制的影響，以及不同隔離級別下InnoDB使用間隙鎖的情況，在後續的章節中會做進一步介紹。
很顯然，在使用範圍條件檢索並鎖定記錄時，InnoDB這種加鎖機制會阻塞符合條件範圍內鍵值的併發插入，這往往會造成嚴重的鎖等待。因此，在實際應用開發中，尤其是併發插入比較多的應用，我們要儘量優化業務邏輯，儘量使用相等條件來訪問更新資料，避免使用範圍條件。
還要特別說明的是，InnoDB除了通過範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儲存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102的記錄（注意：這條記錄並不存在），也會出現鎖等待： mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...); 阻塞等待 |
|
| Session_1 執行rollback： mysql> rollback; Query OK, 0 rows affected (13.04 sec) |
|
| 由於其他session_1回退後釋放了Next-Key鎖，當前session可以獲得鎖併成功插入記錄： mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...); Query OK, 1 row affected (13.35 sec) |
恢復和複製的需要，對InnoDB鎖機制的影響
MySQL通過BINLOG錄執行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新資料的SQL語句，並由此實現MySQL資料庫的恢復和主從複製（可以參見本書“管理篇”的介紹）。MySQL的恢復機制（複製其實就是在Slave Mysql不斷做基於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資料庫不同，Oracle是基於資料庫檔案塊的。
l 二是MySQL的Binlog是按照事務提交的先後順序記錄的，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）來恢復資料的，每個事務開始時，Oracle都會分配一個全域性唯一的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，其他併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“可重複讀”隔離級別的要求，實際上是要求事務要序列化。這也是許多情況下，InnoDB要用到間隙鎖的原因，比如在用範圍條件更新記錄時，無論在Read Commited或是Repeatable Read隔離級別下，InnoDB都要使用間隙鎖，但這並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，對於“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，使用者並沒有對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 < |