MySQL中表鎖,行鎖,共享鎖,排它鎖,間隙鎖的示例分

小編給大家分享一下中表鎖,行鎖,共享鎖,排它鎖,間隙鎖的示例分析，相信大部分人都還不怎么了解，因此分享這篇文章給大家參考一下，希望大家閱讀完這篇文章后大有收獲，下面讓我們一起去了解一下吧！

鎖，在現實(shí)生活中是為我們想要隱藏于外界所使用的一種工具。在計算機中，是協(xié)調多個(gè)進(jìn)程或縣城并發(fā)訪(fǎng)問(wèn)某一資源的一種機制。在數據庫當中，除了傳統的計算資源（CPU、RAM、I/O等等）的爭用之外，數據也是一種供許多用戶(hù)共享訪(fǎng)問(wèn)的資源。如何保證數據并發(fā)訪(fǎng)問(wèn)的一致性、有效性，是所有數據庫必須解決的一個(gè)問(wèn)題，鎖的沖突也是影響數據庫并發(fā)訪(fǎng)問(wèn)性能的一個(gè)重要因素。從這一角度來(lái)說(shuō)，鎖對于數據庫而言就顯得尤為重要。

MySQL鎖

相對于其他的數據庫而言，MySQL的鎖機制比較簡(jiǎn)單，最顯著(zhù)的特點(diǎn)就是不同的存儲引擎支持不同的鎖機制。根據不同的存儲引擎，MySQL中鎖的特性可以大致歸納如下：

開(kāi)銷(xiāo)、加鎖速度、死鎖、粒度、并發(fā)性能

• 表鎖：開(kāi)銷(xiāo)小，加鎖快；不會(huì )出現死鎖；鎖定力度大，發(fā)生鎖沖突概率高，并發(fā)度最低

• 行鎖：開(kāi)銷(xiāo)大，加鎖慢；會(huì )出現死鎖；鎖定粒度小，發(fā)生鎖沖突的概率低，并發(fā)度高

• 頁(yè)鎖：開(kāi)銷(xiāo)和加鎖速度介于表鎖和行鎖之間；會(huì )出現死鎖；鎖定粒度介于表鎖和行鎖之間，并發(fā)度一般

從上述的特點(diǎn)課件，很難籠統的說(shuō)哪種鎖最好，只能根據具體應用的特點(diǎn)來(lái)說(shuō)哪種鎖更加合適。僅僅從鎖的角度來(lái)說(shuō)的話(huà)：

表鎖更適用于以查詢(xún)?yōu)橹?，只有少量按索引條件更新數據的應用；行鎖更適用于有大量按索引條件并發(fā)更新少量不同數據，同時(shí)又有并發(fā)查詢(xún)的應用。（PS：由于BDB已經(jīng)被InnoDB所取代，我們只討論MyISAM表鎖和InnoDB行鎖的問(wèn)題）

MyISAM表鎖

MyISAM存儲引擎只支持表鎖，這也是MySQL開(kāi)始幾個(gè)版本中唯一支持的鎖類(lèi)型。隨著(zhù)應用對事務(wù)完整性和并發(fā)性要求的不斷提高，MySQL才開(kāi)始開(kāi)發(fā)基于事務(wù)的存儲引擎，后來(lái)慢慢出現了支持頁(yè)鎖的BDB存儲引擎和支持行鎖的InnoDB存儲引擎（實(shí)際 InnoDB是單獨的一個(gè)公司，現在已經(jīng)被Oracle公司收購）。但是MyISAM的表鎖依然是使用最為廣泛的鎖類(lèi)型。本節將詳細介紹MyISAM表鎖的使用。

查詢(xún)表級鎖爭用情況

可以通過(guò)檢查table_locks_waited和table_locks_immediate狀態(tài)變量來(lái)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(shuō)明存在著(zhù)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）和表獨占寫(xiě)鎖（Table Write Lock）。鎖模式的兼容性如下表所示。

MySQL中的表鎖兼容性

可見(jiàn)，對MyISAM表的讀操作，不會(huì )阻塞其他用戶(hù)對同一表的讀請求，但會(huì )阻塞對同一表的寫(xiě)請求；對 MyISAM表的寫(xiě)操作，則會(huì )阻塞其他用戶(hù)對同一表的讀和寫(xiě)操作；MyISAM表的讀操作與寫(xiě)操作之間，以及寫(xiě)操作之間是串行的！根據如下表所示的例子可以知道，當一個(gè)線(xiàn)程獲得對一個(gè)表的寫(xiě)鎖后，只有持有鎖的線(xiàn)程可以對表進(jìn)行更新操作。其他線(xiàn)程的讀、寫(xiě)操作都會(huì )等待，直到鎖被釋放為止。

MyISAM存儲引擎的寫(xiě)阻塞讀例子

如何加表鎖

MyISAM在執行查詢(xún)語(yǔ)句（SELECT）前，會(huì )自動(dòng)給涉及的所有表加讀鎖，在執行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，會(huì )自動(dòng)給涉及的表加寫(xiě)鎖，這個(gè)過(guò)程并不需要用戶(hù)干預，因此，用戶(hù)一般不需要直接用LOCK TABLE命令給MyISAM表顯式加鎖。在本書(shū)的示例中，顯式加鎖基本上都是為了方便而已，并非必須如此。

給MyISAM表顯示加鎖，一般是為了在一定程度模擬事務(wù)操作，實(shí)現對某一時(shí)間點(diǎn)多個(gè)表的一致性讀取。例如，有一個(gè)訂單表orders，其中記錄有各訂單的總金額total，同時(shí)還有一個(gè)訂單明細表order_detail，其中記錄有各訂單每一產(chǎn)品的金額小計 subtotal，假設我們需要檢查這兩個(gè)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(shí)，如果不先給兩個(gè)表加鎖，就可能產(chǎn)生錯誤的結果，因為第一條語(yǔ)句執行過(guò)程中，order_detail表可能已經(jīng)發(fā)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(shuō)明以下兩點(diǎn)內容。

• 上面的例子在LOCK TABLES時(shí)加了“l(fā)ocal”選項，其作用就是在滿(mǎn)足MyISAM表并發(fā)插入條件的情況下，允許其他用戶(hù)在表尾并發(fā)插入記錄，有關(guān)MyISAM表的并發(fā)插入問(wèn)題，在后面的章節中還會(huì )進(jìn)一步介紹。

• 在用LOCK TABLES給表顯式加表鎖時(shí)，必須同時(shí)取得所有涉及到表的鎖，并且MySQL不支持鎖升級。也就是說(shuō)，在執行LOCK TABLES后，只能訪(fǎng)問(wèn)顯式加鎖的這些表，不能訪(fǎng)問(wèn)未加鎖的表；同時(shí)，如果加的是讀鎖，那么只能執行查詢(xún)操作，而不能執行更新操作。其實(shí)，在自動(dòng)加鎖的情況下也基本如此，MyISAM總是一次獲得SQL語(yǔ)句所需要的全部鎖。這也正是MyISAM表不會(huì )出現死鎖（Deadlock Free）的原因。

在如下表所示的例子中，一個(gè)session使用LOCK TABLE命令給表film_text加了讀鎖，這個(gè)session可以查詢(xún)鎖定表中的記錄，但更新或訪(fǎng)問(wèn)其他表都會(huì )提示錯誤；同時(shí)，另外一個(gè)session可以查詢(xún)表中的記錄，但更新就會(huì )出現鎖等待。

MyISAM存儲引擎的讀阻塞寫(xiě)例子

注意，當使用LOCK TABLES時(shí)，不僅需要一次鎖定用到的所有表，而且，同一個(gè)表在SQL語(yǔ)句中出現多少次，就要通過(guò)與SQL語(yǔ)句中相同的別名鎖定多少次，否則也會(huì )出錯！舉例說(shuō)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(guò)別名訪(fǎng)問(wèn)會(huì )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(xún)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)

并發(fā)插入（Concurrent Inserts）

上文提到過(guò)MyISAM表的讀和寫(xiě)是串行的，但這是就總體而言的。在一定條件下，MyISAM表也支持查詢(xún)和插入操作的并發(fā)進(jìn)行。

MyISAM存儲引擎有一個(gè)系統變量concurrent_insert，專(zhuān)門(mén)用以控制其并發(fā)插入的行為，其值分別可以為0、1或2。

• 當concurrent_insert設置為0時(shí)，不允許并發(fā)插入。

• 當concurrent_insert設置為1時(shí)，如果MyISAM表中沒(méi)有空洞（即表的中間沒(méi)有被刪除的行），MyISAM允許在一個(gè)進(jìn)程讀表的同時(shí)，另一個(gè)進(jìn)程從表尾插入記錄。這也是MySQL的默認設置。

• 當concurrent_insert設置為2時(shí)，無(wú)論MyISAM表中有沒(méi)有空洞，都允許在表尾并發(fā)插入記錄。

在如下表所示的例子中，session_1獲得了一個(gè)表的READ LOCAL鎖，該線(xiàn)程可以對表進(jìn)行查詢(xún)操作，但不能對表進(jìn)行更新操作；其他的線(xiàn)程（session_2），雖然不能對表進(jìn)行刪除和更新操作，但卻可以對該表進(jìn)行并發(fā)插入操作，這里假設該表中間不存在空洞。

MyISAM存儲引擎的讀寫(xiě)（INSERT）并發(fā)例子

可以利用MyISAM存儲引擎的并發(fā)插入特性，來(lái)解決應用中對同一表查詢(xún)和插入的鎖爭用。例如，將concurrent_insert系統變量設為2，總是允許并發(fā)插入；同時(shí)，通過(guò)定期在系統空閑時(shí)段執行 OPTIMIZE TABLE語(yǔ)句來(lái)整理空間碎片，收回因刪除記錄而產(chǎn)生的中間空洞。有關(guān)OPTIMIZE TABLE語(yǔ)句的詳細介紹，可以參見(jiàn)第18章中“兩個(gè)簡(jiǎn)單實(shí)用的優(yōu)化方法”一節的內容。

MyISAM的鎖調度

前面講過(guò)，MyISAM存儲引擎的讀鎖和寫(xiě)鎖是互斥的，讀寫(xiě)操作是串行的。那么，一個(gè)進(jìn)程請求某個(gè) MyISAM表的讀鎖，同時(shí)另一個(gè)進(jìn)程也請求同一表的寫(xiě)鎖，MySQL如何處理呢？答案是寫(xiě)進(jìn)程先獲得鎖。不僅如此，即使讀請求先到鎖等待隊列，寫(xiě)請求后到，寫(xiě)鎖也會(huì )插到讀鎖請求之前！這是因為MySQL認為寫(xiě)請求一般比讀請求要重要。這也正是MyISAM表不太適合于有大量更新操作和查詢(xún)操作應用的原因，因為，大量的更新操作會(huì )造成查詢(xún)操作很難獲得讀鎖，從而可能永遠阻塞。這種情況有時(shí)可能會(huì )變得非常糟糕！幸好我們可以通過(guò)一些設置來(lái)調節M(mǎn)yISAM 的調度行為。

• 通過(guò)指定啟動(dòng)參數low-priority-updates，使MyISAM引擎默認給予讀請求以?xún)?yōu)先的權利。

• 通過(guò)執行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該連接發(fā)出的更新請求優(yōu)先級降低。

• 通過(guò)指定INSERT、UPDATE、DELETE語(yǔ)句的LOW_PRIORITY屬性，降低該語(yǔ)句的優(yōu)先級。

雖然上面3種方法都是要么更新優(yōu)先，要么查詢(xún)優(yōu)先的方法，但還是可以用其來(lái)解決查詢(xún)相對重要的應用（如用戶(hù)登錄系統）中，讀鎖等待嚴重的問(wèn)題。

另外，MySQL也提供了一種折中的辦法來(lái)調節讀寫(xiě)沖突，即給系統參數max_write_lock_count設置一個(gè)合適的值，當一個(gè)表的讀鎖達到這個(gè)值后，MySQL就暫時(shí)將寫(xiě)請求的優(yōu)先級降低，給讀進(jìn)程一定獲得鎖的機會(huì )。

上面已經(jīng)討論了寫(xiě)優(yōu)先調度機制帶來(lái)的問(wèn)題和解決辦法。這里還要強調一點(diǎn)：一些需要長(cháng)時(shí)間運行的查詢(xún)操作，也會(huì )使寫(xiě)進(jìn)程“餓死”！因此，應用中應盡量避免出現長(cháng)時(shí)間運行的查詢(xún)操作，不要總想用一條SELECT語(yǔ)句來(lái)解決問(wèn)題，因為這種看似巧妙的SQL語(yǔ)句，往往比較復雜，執行時(shí)間較長(cháng)，在可能的情況下可以通過(guò)使用中間表等措施對SQL語(yǔ)句做一定的“分解”，使每一步查詢(xún)都能在較短時(shí)間完成，從而減少鎖沖突。如果復雜查詢(xún)不可避免，應盡量安排在數據庫空閑時(shí)段執行，比如一些定期統計可以安排在夜間執行。

InnoDB鎖問(wèn)題

InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點(diǎn)：一是支持事務(wù)（TRANSACTION）；二是采用了行級鎖。行級鎖與表級鎖本來(lái)就有許多不同之處，另外，事務(wù)的引入也帶來(lái)了一些新問(wèn)題。下面我們先介紹一點(diǎn)背景知識，然后詳細討論InnoDB的鎖問(wèn)題。

背景知識

1．事務(wù)（Transaction）及其ACID屬性

事務(wù)是由一組SQL語(yǔ)句組成的邏輯處理單元，事務(wù)具有以下4個(gè)屬性，通常簡(jiǎn)稱(chēng)為事務(wù)的ACID屬性。

• 原子性（Atomicity）：事務(wù)是一個(gè)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。

• 一致性（Consistent）：在事務(wù)開(kāi)始和完成時(shí)，數據都必須保持一致?tīng)顟B(tài)。這意味著(zhù)所有相關(guān)的數據規則都必須應用于事務(wù)的修改，以保持數據的完整性；事務(wù)結束時(shí)，所有的內部數據結構（如B樹(shù)索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。

• 隔離性（Isolation）：數據庫系統提供一定的隔離機制，保證事務(wù)在不受外部并發(fā)操作影響的“獨立”環(huán)境執行。這意味著(zhù)事務(wù)處理過(guò)程中的中間狀態(tài)對外部是不可見(jiàn)的，反之亦然。

• 持久性（Durable）：事務(wù)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(wù)的一個(gè)典型例子。

2．并發(fā)事務(wù)處理帶來(lái)的問(wèn)題

相對于串行處理來(lái)說(shuō)，并發(fā)事務(wù)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(wù)吞吐量，從而可以支持更多的用戶(hù)。但并發(fā)事務(wù)處理也會(huì )帶來(lái)一些問(wèn)題，主要包括以下幾種情況。

• 更新丟失（Lost Update）：當兩個(gè)或多個(gè)事務(wù)選擇同一行，然后基于最初選定的值更新該行時(shí)，由于每個(gè)事務(wù)都不知道其他事務(wù)的存在，就會(huì )發(fā)生丟失更新問(wèn)題－－最后的更新覆蓋了由其他事務(wù)所做的更新。例如，兩個(gè)編輯人員制作了同一文檔的電子副本。每個(gè)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(gè)編輯人員所做的更改。如果在一個(gè)編輯人員完成并提交事務(wù)之前，另一個(gè)編輯人員不能訪(fǎng)問(wèn)同一文件，則可避免此問(wèn)題。

• 臟讀（Dirty Reads）：一個(gè)事務(wù)正在對一條記錄做修改，在這個(gè)事務(wù)完成并提交前，這條記錄的數據就處于不一致?tīng)顟B(tài)；這時(shí)，另一個(gè)事務(wù)也來(lái)讀取同一條記錄，如果不加控制，第二個(gè)事務(wù)讀取了這些“臟”數據，并據此做進(jìn)一步的處理，就會(huì )產(chǎn)生未提交的數據依賴(lài)關(guān)系。這種現象被形象地叫做"臟讀"。

• 不可重復讀（Non-Repeatable Reads）：一個(gè)事務(wù)在讀取某些數據后的某個(gè)時(shí)間，再次讀取以前讀過(guò)的數據，卻發(fā)現其讀出的數據已經(jīng)發(fā)生了改變、或某些記錄已經(jīng)被刪除了！這種現象就叫做“不可重復讀”。

• 幻讀（Phantom Reads）：一個(gè)事務(wù)按相同的查詢(xún)條件重新讀取以前檢索過(guò)的數據，卻發(fā)現其他事務(wù)插入了滿(mǎn)足其查詢(xún)條件的新數據，這種現象就稱(chēng)為“幻讀”。

3．事務(wù)隔離級別

在上面講到的并發(fā)事務(wù)處理帶來(lái)的問(wèn)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(wù)控制器來(lái)解決，需要應用程序對要更新的數據加必要的鎖來(lái)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(shí)都是數據庫讀一致性問(wèn)題，必須由數據庫提供一定的事務(wù)隔離機制來(lái)解決。數據庫實(shí)現事務(wù)隔離的方式，基本上可分為以下兩種。

• 一種是在讀取數據前，對其加鎖，阻止其他事務(wù)對數據進(jìn)行修改。

• 另一種是不用加任何鎖，通過(guò)一定機制生成一個(gè)數據請求時(shí)間點(diǎn)的一致性數據快照（Snapshot)，并用這個(gè)快照來(lái)提供一定級別（語(yǔ)句級或事務(wù)級）的一致性讀取。從用戶(hù)的角度來(lái)看，好像是數據庫可以提供同一數據的多個(gè)版本，因此，這種技術(shù)叫做數據多版本并發(fā)控制（MultiVersion Concurrency Control，簡(jiǎn)稱(chēng)MVCC或MCC），也經(jīng)常稱(chēng)為多版本數據庫。

數據庫的事務(wù)隔離越嚴格，并發(fā)副作用越小，但付出的代價(jià)也就越大，因為事務(wù)隔離實(shí)質(zhì)上就是使事務(wù)在一定程度上 “串行化”進(jìn)行，這顯然與“并發(fā)”是矛盾的。同時(shí)，不同的應用對讀一致性和事務(wù)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(guān)心數據并發(fā)訪(fǎng)問(wèn)的能力。

為了解決“隔離”與“并發(fā)”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定義了4個(gè)事務(wù)隔離級別，每個(gè)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(yè)務(wù)邏輯要求，通過(guò)選擇不同的隔離級別來(lái)平衡 “隔離”與“并發(fā)”的矛盾。下表很好地概括了這4個(gè)隔離級別的特性。

4種隔離級別比較

最后要說(shuō)明的是：各具體數據庫并不一定完全實(shí)現了上述4個(gè)隔離級別，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable兩個(gè)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(gè)隔離級別外，還支持一個(gè)叫做“快照”的隔離級別，但嚴格來(lái)說(shuō)它是一個(gè)用MVCC實(shí)現的Serializable隔離級別。MySQL 支持全部4個(gè)隔離級別，但在具體實(shí)現時(shí)，有一些特點(diǎn)，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(huì )做進(jìn)一步介紹。

獲取InnoDB行鎖爭用情況

可以通過(guò)檢查InnoDB_row_lock狀態(tài)變量來(lái)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(fā)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(guò)設置InnoDB Monitors來(lái)進(jìn)一步觀(guān)察發(fā)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(yǔ)句來(lái)進(jìn)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(guò)發(fā)出下列語(yǔ)句來(lái)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(huì )有詳細的當前鎖等待的信息，包括表名、鎖類(lèi)型、鎖定記錄的情況等，便于進(jìn)行進(jìn)一步的分析和問(wèn)題的確定。打開(kāi)監視器以后，默認情況下每15秒會(huì )向日志中記錄監控的內容，如果長(cháng)時(shí)間打開(kāi)會(huì )導致.err文件變得非常的巨大，所以用戶(hù)在確認問(wèn)題原因之后，要記得刪除監控表以關(guān)閉監視器，或者通過(guò)使用“--console”選項來(lái)啟動(dòng)以關(guān)閉寫(xiě)日志文件。

InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實(shí)現了以下兩種類(lèi)型的行鎖。

• 共享鎖（S）：允許一個(gè)事務(wù)去讀一行，阻止其他事務(wù)獲得相同數據集的排他鎖。

• 排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務(wù)更新數據，阻止其他事務(wù)取得相同數據集的共享讀鎖和排他寫(xiě)鎖。另外，為了允許行鎖和表鎖共存，實(shí)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。

• 意向共享鎖（IS）：事務(wù)打算給數據行加行共享鎖，事務(wù)在給一個(gè)數據行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。

• 意向排他鎖（IX）：事務(wù)打算給數據行加行排他鎖，事務(wù)在給一個(gè)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下表所示。

InnoDB行鎖模式兼容性列表

如果一個(gè)事務(wù)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(wù)；反之，如果兩者不兼容，該事務(wù)就要等待鎖釋放。

意向鎖是InnoDB自動(dòng)加的，不需用戶(hù)干預。對于UPDATE、DELETE和INSERT語(yǔ)句，InnoDB會(huì )自動(dòng)給涉及數據集加排他鎖（X)；對于普通SELECT語(yǔ)句，InnoDB不會(huì )加任何鎖；事務(wù)可以通過(guò)以下語(yǔ)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(guān)系時(shí)來(lái)確認某行記錄是否存在，并確保沒(méi)有人對這個(gè)記錄進(jìn)行UPDATE或者DELETE操作。但是如果當前事務(wù)也需要對該記錄進(jìn)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(jìn)行更新操作的應用，應該使用SELECT... FOR UPDATE方式獲得排他鎖。

在如下表所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加鎖后再更新記錄，看看會(huì )出現什么情況，其中actor表的actor_id字段為主鍵。

InnoDB存儲引擎的共享鎖例子

當使用SELECT...FOR UPDATE加鎖后再更新記錄，出現如下表所示的情況。

InnoDB存儲引擎的排他鎖例子

InnoDB行鎖實(shí)現方式

InnoDB行鎖是通過(guò)給索引上的索引項加鎖來(lái)實(shí)現的，這一點(diǎn)MySQL與Oracle不同，后者是通過(guò)在數據塊中對相應數據行加鎖來(lái)實(shí)現的。InnoDB這種行鎖實(shí)現特點(diǎn)意味著(zhù)：只有通過(guò)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(shí)際應用中，要特別注意InnoDB行鎖的這一特性，不然的話(huà)，可能導致大量的鎖沖突，從而影響并發(fā)性能。下面通過(guò)一些實(shí)際例子來(lái)加以說(shuō)明。

（1）在不通過(guò)索引條件查詢(xún)的時(shí)候，InnoDB確實(shí)使用的是表鎖，而不是行鎖。

在如下所示的例子中，開(kāi)始tab_no_index表沒(méi)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

InnoDB存儲引擎的表在不使用索引時(shí)使用表鎖例子

在如上表所示的例子中，看起來(lái)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(shí)，卻出現了鎖等待！原因就是在沒(méi)有索引的情況下，InnoDB只能使用表鎖。當我們給其增加一個(gè)索引后，InnoDB就只鎖定了符合條件的行，如下表所示。

創(chuàng )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

InnoDB存儲引擎的表在使用索引時(shí)使用行鎖例子

（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(fǎng)問(wèn)不同行的記錄，但是如果是使用相同的索引鍵，是會(huì )出現鎖沖突的。應用設計的時(shí)候要注意這一點(diǎn)。

在如下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有索引，name字段沒(méi)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)

InnoDB存儲引擎使用相同索引鍵的阻塞例子

（3）當表有多個(gè)索引的時(shí)候，不同的事務(wù)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(huì )使用行鎖來(lái)對數據加鎖。

在如下表所示的例子中，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

InnoDB存儲引擎的表使用不同索引的阻塞例子

（4）即便在條件中使用了索引字段，但是否使用索引來(lái)檢索數據是由MySQL通過(guò)判斷不同執行計劃的代價(jià)來(lái)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(huì )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(shí)，別忘了檢查SQL的執行計劃，以確認是否真正使用了索引。

在下面的例子中，檢索值的數據類(lèi)型與索引字段不同，雖然MySQL能夠進(jìn)行數據類(lèi)型轉換，但卻不會(huì )使用索引，從而導致InnoDB使用表鎖。通過(guò)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(diǎn)。

例子中tab_with_index表的name字段有索引，但是name字段是varchar類(lèi)型的，如果where條件中不是和varchar類(lèi)型進(jìn)行比較，則會(huì )對name進(jìn)行類(lèi)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(shí)，InnoDB會(huì )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(huì )對這個(gè)“間隙”加鎖，這種鎖機制就是所謂的間隙鎖（Next-Key鎖）。

舉例來(lái)說(shuō)，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(gè)范圍條件的檢索，InnoDB不僅會(huì )對符合條件的empid值為101的記錄加鎖，也會(huì )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(mǎn)足相關(guān)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(wù)插入了empid大于100的任何記錄，那么本事務(wù)如果再次執行上述語(yǔ)句，就會(huì )發(fā)生幻讀；另外一方面，是為了滿(mǎn)足其恢復和復制的需要。有關(guān)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(huì )做進(jìn)一步介紹。

很顯然，在使用范圍條件檢索并鎖定記錄時(shí)，InnoDB這種加鎖機制會(huì )阻塞符合條件范圍內鍵值的并發(fā)插入，這往往會(huì )造成嚴重的鎖等待。因此，在實(shí)際應用開(kāi)發(fā)中，尤其是并發(fā)插入比較多的應用，我們要盡量?jì)?yōu)化業(yè)務(wù)邏輯，盡量使用相等條件來(lái)訪(fǎng)問(wèn)更新數據，避免使用范圍條件。

還要特別說(shuō)明的是，InnoDB除了通過(guò)范圍條件加鎖時(shí)使用間隙鎖外，如果使用相等條件請求給一個(gè)不存在的記錄加鎖，InnoDB也會(huì )使用間隙鎖！

在如下表所示的例子中，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,......,100,101。

InnoDB存儲引擎的間隙鎖阻塞例子

恢復和復制的需要，對InnoDB鎖機制的影響

MySQL通過(guò)BINLOG錄執行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新數據的SQL語(yǔ)句，并由此實(shí)現MySQL數據庫的恢復和主從復制（可以參見(jiàn)本書(shū)“管理篇”的介紹）。MySQL的恢復機制（復制其實(shí)就是在Slave Mysql不斷做基于BINLOG的恢復）有以下特點(diǎn)。

l 一是MySQL的恢復是SQL語(yǔ)句級的，也就是重新執行BINLOG中的SQL語(yǔ)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(wù)提交的先后順序記錄的，恢復也是按這個(gè)順序進(jìn)行的。這點(diǎn)也與Oralce不同，Oracle是按照系統更新號（System Change Number，SCN）來(lái)恢復數據的，每個(gè)事務(wù)開(kāi)始時(shí)，Oracle都會(huì )分配一個(gè)全局唯一的SCN，SCN的順序與事務(wù)開(kāi)始的時(shí)間順序是一致的。

從上面兩點(diǎn)可知，MySQL的恢復機制要求：在一個(gè)事務(wù)未提交前，其他并發(fā)事務(wù)不能插入滿(mǎn)足其鎖定條件的任何記錄，也就是不允許出現幻讀，這已經(jīng)超過(guò)了ISO/ANSI SQL92“可重復讀”隔離級別的要求，實(shí)際上是要求事務(wù)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(shí)，無(wú)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(guān)InnoDB在不同隔離級別下加鎖的差異在下一小節還會(huì )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(yǔ)句，用戶(hù)并沒(méi)有對source_tab做任何更新操作，但MySQL對這種SQL語(yǔ)句做了特別處理。先來(lái)看如下表的例子。

CTAS操作給原表加鎖例子

在上面的例子中，只是簡(jiǎn)單地讀 source_tab表的數據，相當于執行一個(gè)普通的SELECT語(yǔ)句，用一致性讀就可以了。ORACLE正是這么做的，它通過(guò)MVCC技術(shù)實(shí)現的多版本數據來(lái)實(shí)現一致性讀，不需要給source_tab加任何鎖。我們知道InnoDB也實(shí)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(méi)有使用多版本數據一致性讀技術(shù)！

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(huà)，如果在上述語(yǔ)句執行過(guò)程中，其他事務(wù)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(diǎn)，我們再重復一下前面的例子，不同的是在session_1執行事務(wù)前，先將系統變量 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設置為“on”（其默認值為off），具體結果如下表所示。

CTAS操作不給原表加鎖帶來(lái)的安全問(wèn)題例子

從上可見(jiàn)，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(fā)現，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用這個(gè)BINLOG進(jìn)行數據庫恢復，恢復的結果與實(shí)際的應用邏輯不符；如果進(jìn)行復制，就會(huì )導致主從數據庫不一致！

通過(guò)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(shí)要給source_tab加鎖，而不是使用對并發(fā)影響最小的多版本數據來(lái)實(shí)現一致性讀。還要特別說(shuō)明的是，如果上述語(yǔ)句的SELECT是范圍條件，InnoDB還會(huì )給源表加間隙鎖（Next-Lock）。

因此，INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...語(yǔ)句，可能會(huì )阻止對源表的并發(fā)更新，造成對源表鎖的等待。如果查詢(xún)比較復雜的話(huà)，會(huì )造成嚴重的性能問(wèn)題，我們在應用中應盡量避免使用。實(shí)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(lái)實(shí)現業(yè)務(wù)邏輯，又不希望對源表的并發(fā)更新產(chǎn)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(jià)是可能無(wú)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(guò)使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“l(fā)oad data infile ...”語(yǔ)句組合來(lái)間接實(shí)現，采用這種方式MySQL不會(huì )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(guò)，鎖和多版本數據是InnoDB實(shí)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(shí)采用的一致性讀策略和需要的鎖是不同的。同時(shí)，數據恢復和復制機制的特點(diǎn)，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下表所示的內容，以便讀者查閱。

InnoDB存儲引擎中不同SQL在不同隔離級別下鎖比較

從上表可以看出：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(shí)候），產(chǎn)生鎖沖突的可能性也就越高，從而對并發(fā)性事務(wù)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(shí)際上，通過(guò)優(yōu)化事務(wù)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(shí)需要更高隔離級別的事務(wù)，可以通過(guò)在程序中執行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE動(dòng)態(tài)改變隔離級別的方式滿(mǎn)足需求。

什么時(shí)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(wù)和行鎖往往是我們之所以選擇InnoDB表的理由。但在個(gè)別特殊事務(wù)中，也可以考慮使用表級鎖。

• 第一種情況是：事務(wù)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(gè)事務(wù)執行效率低，而且可能造成其他事務(wù)長(cháng)時(shí)間鎖等待和鎖沖突，這種情況下可以考慮使用表鎖來(lái)提高該事務(wù)的執行速度。

• 第二種情況是：事務(wù)涉及多個(gè)表，比較復雜，很可能引起死鎖，造成大量事務(wù)回滾。這種情況也可以考慮一次性鎖定事務(wù)涉及的表，從而避免死鎖、減少數據庫因事務(wù)回滾帶來(lái)的開(kāi)銷(xiāo)。

當然，應用中這兩種事務(wù)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(diǎn)。

（1）使用LOCK TABLES雖然可以給InnoDB加表級鎖，但必須說(shuō)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(shí)，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(dòng)識別涉及表級鎖的死鎖；否則，InnoDB將無(wú)法自動(dòng)檢測并處理這種死鎖。有關(guān)死鎖，下一小節還會(huì )繼續討論。

（2）在用 LOCK TABLES對InnoDB表加鎖時(shí)要注意，要將AUTOCOMMIT設為0，否則MySQL不會(huì )給表加鎖；事務(wù)結束前，不要用UNLOCK TABLES釋放表鎖，因為UNLOCK TABLES會(huì )隱含地提交事務(wù)；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(jiàn)如下語(yǔ)句：

例如，如果需要寫(xiě)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(guān)于死鎖

上文講過(guò)，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(mǎn)足，要么等待，因此不會(huì )出現死鎖。但在InnoDB中，除單個(gè)SQL組成的事務(wù)外，鎖是逐步獲得的，這就決定了在InnoDB中發(fā)生死鎖是可能的。如下所示的就是一個(gè)發(fā)生死鎖的例子。

InnoDB存儲引擎中的死鎖例子

在上面的例子中，兩個(gè)事務(wù)都需要獲得對方持有的排他鎖才能繼續完成事務(wù)，這種循環(huán)鎖等待就是典型的死鎖。

發(fā)生死鎖后，InnoDB一般都能自動(dòng)檢測到，并使一個(gè)事務(wù)釋放鎖并回退，另一個(gè)事務(wù)獲得鎖，繼續完成事務(wù)。但在涉及外部鎖，或涉及表鎖的情況下，InnoDB并不能完全自動(dòng)檢測到死鎖，這需要通過(guò)設置鎖等待超時(shí)參數 innodb_lock_wait_timeout來(lái)解決。需要說(shuō)明的是，這個(gè)參數并不是只用來(lái)解決死鎖問(wèn)題，在并發(fā)訪(fǎng)問(wèn)比較高的情況下，如果大量事務(wù)因無(wú)法立即獲得所需的鎖而掛起，會(huì )占用大量計算機資源，造成嚴重性能問(wèn)題，甚至拖跨數據庫。我們通過(guò)設置合適的鎖等待超時(shí)閾值，可以避免這種情況發(fā)生。

通常來(lái)說(shuō)，死鎖都是應用設計的問(wèn)題，通過(guò)調整業(yè)務(wù)流程、數據庫對象設計、事務(wù)大小，以及訪(fǎng)問(wèn)數據庫的SQL語(yǔ)句，絕大部分死鎖都可以避免。下面就通過(guò)實(shí)例來(lái)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(huì )并發(fā)存取多個(gè)表，應盡量約定以相同的順序來(lái)訪(fǎng)問(wèn)表，這樣可以大大降低產(chǎn)生死鎖的機會(huì )。在下面的例子中，由于兩個(gè)session訪(fǎng)問(wèn)兩個(gè)表的順序不同，發(fā)生死鎖的機會(huì )就非常高！但如果以相同的順序來(lái)訪(fǎng)問(wèn)，死鎖就可以避免。

InnoDB存儲引擎中表順序造成的死鎖例子

（2）在程序以批量方式處理數據的時(shí)候，如果事先對數據排序，保證每個(gè)線(xiàn)程按固定的順序來(lái)處理記錄，也可以大大降低出現死鎖的可能。

InnoDB存儲引擎中表數據操作順序不一致造成的死鎖例子

（3）在事務(wù)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(shí)再申請排他鎖，因為當用戶(hù)申請排他鎖時(shí)，其他事務(wù)可能又已經(jīng)獲得了相同記錄的共享鎖，從而造成鎖沖突，甚至死鎖。

（4）前面講過(guò)，在REPEATABLE-READ隔離級別下，如果兩個(gè)線(xiàn)程同時(shí)對相同條件記錄用SELECT...FOR UPDATE加排他鎖，在沒(méi)有符合該條件記錄情況下，兩個(gè)線(xiàn)程都會(huì )加鎖成功。程序發(fā)現記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，如果兩個(gè)線(xiàn)程都這么做，就會(huì )出現死鎖。這種情況下，將隔離級別改成READ COMMITTED，就可避免問(wèn)題，如下所示。

InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子1

（5）當隔離級別為READ COMMITTED時(shí)，如果兩個(gè)線(xiàn)程都先執行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，如果沒(méi)有，就插入記錄。此時(shí)，只有一個(gè)線(xiàn)程能插入成功，另一個(gè)線(xiàn)程會(huì )出現鎖等待，當第1個(gè)線(xiàn)程提交后，第2個(gè)線(xiàn)程會(huì )因主鍵重出錯，但雖然這個(gè)線(xiàn)程出錯了，卻會(huì )獲得一個(gè)排他鎖！這時(shí)如果有第3個(gè)線(xiàn)程又來(lái)申請排他鎖，也會(huì )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(shí)，總是執行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖，如下所示。

InnoDB存儲引擎中隔離級別引起的死鎖例子2

盡管通過(guò)上面介紹的設計和SQL優(yōu)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(gè)很好的編程習慣。

如果出現死鎖，可以用SHOW INNODB STATUS命令來(lái)確定最后一個(gè)死鎖產(chǎn)生的原因。返回結果中包括死鎖相關(guān)事務(wù)的詳細信息，如引發(fā)死鎖的SQL語(yǔ)句，事務(wù)已經(jīng)獲得的鎖，正在等待什么鎖，以及被回滾的事務(wù)等。據此可以分析死鎖產(chǎn)生的原因和改進(jìn)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)
……