InnoDB事務和鎖

 

一.事務的基本特性

ACID特性

1.原子性（Atomicity）：事務是一個原子操作單元，其對數據的修改，要麼全都執行，要麼全都不執行。

2.一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，數據都必須保持一致狀態。這意味着所有相關的數據規則都必須應用於事務的修改，以保持數據的完整性；事務結束時，所有的內部數據結構（如B樹索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。

3. 隔離性（Isolation）：數據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。這意味着事務處理過程中的中間狀態對外部是不可見的，反之亦然。

4.持久性（Durable）：事務完成之後，它對於數據的修改是永久性的，即使出現系統故障也能夠保持。

 

二.併發事務帶來的問題

1.更新丟失

假設table中的price在更新前爲0

如A用戶開始一個事務:

BEGIN;

SELECT price FROM table WHERE id=1;

#開始更新

UPDATE table SET  price = price + 1  WHERE id=1;

COMMIT;

 

B用戶在A用戶未提交事務時,同樣更新:

BEGIN;

SELECT price FROM table WHERE id=1; #此處的price應該是1,但是A用戶未提交事務,所以還是0

#開始更新

UPDATE table SET  price = price+2  WHERE id=1;

COMMIT;

 

最終price=2,但實際上應該是3,這就是更新丟失

 

2.髒讀

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，這條記錄的數據就處於不一致狀態；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”數據，並據此做進一步的處理，就會產生未提交的數據依賴關係。這種現象被形象地叫做"髒讀".上面B用戶在讀取price時,A用戶未提交事務,B用戶讀到就是髒數據.

 

3.不可重複讀

一個事務在讀取某些數據後的某個時間，再次讀取以前讀過的數據，卻發現其讀出的數據已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象就叫做“不可重複讀”。

 

4.幻讀

一個事務按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的數據，卻發現其他事務插入了滿足其查詢條件的新數據，這種現象就稱爲“幻讀”。

 

三.事務的隔離級別

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，並不能單靠數據庫事務控制器來解決，需要應用程序對要更新的數據加必要的鎖來解決，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”，其實都是數據庫讀一致性問題，必須由數據庫提供一定的事務隔離機制來解決。數據庫實現事務隔離的方式，基本上可分爲以下兩種。

 

1.一種是在讀取數據前，對其加鎖，阻止其他事務對數據進行修改。

2.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數據快照（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。從用戶的角度來看，好象是數據庫可以提供同一數據的多個版本，因此，這種技術叫做數據多版本併發控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也經常稱爲多版本數據庫。

 

3.mysql的四種隔離級別

 

 

Ps:

a.Repeatable read是默認隔離級別.

b. 查看當前會話隔離級別:select @@tx_isolation;

c.查看系統隔離級別: select @@global.tx_isolation;

 

 

四.InnoDB鎖爭用:

mysql> show global status like 'innodb_row_lock%';

 

Innodb_row_lock_current_waits 0

Innodb_row_lock_time 530

Innodb_row_lock_time_avg 106

Innodb_row_lock_time_max 327

Innodb_row_lock_waits 5

 

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，還可以通過設置InnoDB Monitors來進一步觀察發生鎖衝突的表、數據行等，並分析鎖爭用的原因。

Ps:InnoDB鎖超時時間由變量innodb_lock_wait_timeout控制,默認是50s

 

五.InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

(一).行鎖模式

1.共享鎖(S鎖):

對同一行數據都可以共享一把鎖,但是沒有獲得鎖的事務只可以讀,不可以修改

2.排它鎖(X鎖)

對同一行數據,獲得該鎖的事務可讀可寫,未獲得鎖的事務不可讀也不可寫.

 

另外，爲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。

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

4.意向排他鎖（IX）：事務打算給數據行加行排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。

 

 

如果一個事務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；反之，如果兩者不兼容，該事務就要等待鎖釋放。

 

意向鎖是InnoDB自動加的，不需用戶干預。對於UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給涉及數據集加排他鎖（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。

 

(二).加鎖方法:

Ps:

1. select語句默認不會加任何鎖類型
2. update,delete,insert都會自動給涉及到的數據加上排他鎖

 

 1.      共享鎖

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE

 

主要用在需要數據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。

對於加了共享鎖的數據行,其他事務可以加共享鎖或不加鎖,但無法加排它鎖.

 

 2.      排它鎖

SELECT  …  FOR UPDATE

 

 

 

六.InnoDB的行鎖實現方式

InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項加鎖來實現的， InnoDB這種行鎖實現特點意味着：只有通過索引條件檢索數據，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，從而影響併發性能。

 

1.在不通過索引條件查詢的時候，InnoDB使用的是表鎖，而不是行鎖

 

 

在name列上加鎖後,上述情況將不存在

 

2. 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，是會出現鎖等待的

 

 

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都會使用行鎖來對數據加鎖。

 

 

4.即便在條件中使用了索引字段，但是否使用索引來檢索數據是由MySQL通過判斷不同執行計劃的代價來決定的，如果MySQL認爲全表掃描效率更高，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。

 

如下示例(在mysql5.1版本上,5.5以上版本不存在下列問題):

name列有索引,name字段類型爲varchar.

EXPLAIN SELECT * FROM  `test` WHERE  `name` =1;#執行全表掃描

 

 

EXPLAIN SELECT * FROM `test` WHERE `name`='1';#執行索引掃描

 

 

七.間隙鎖

當我們用範圍條件而不是相等條件檢索數據，並請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有數據記錄的索引項加鎖；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值爲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，一方面是爲了防止幻讀，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，是爲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數據，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！

 

 PS:

在多列條件查找時,

如SELECT * FROM table WHERE col1=2 AND col2>1000 FOR UPDATE;在col1和col2上均有索引

這個時候

INSERT INTO table(col1,col2) VALUES(3,8);可以執行

INSERT INTO table(col1,col2) VALUES(2,8);不可以執行

InnoDB根據索引只是鎖定了需要鎖定的間隙鎖.

 

儘量少用不確定的SQL語句如

insert  into target_tab select * from source_tab where ...

create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...(CTAS)

通過使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“load data infile ...”語句組合來間接實現，採用這種方式MySQL不會給source_tab加鎖

 

七.InnoDB的表鎖

注意點:

1.LOCK TABLES tb_name WRITE;//當前會話對錶tb_name可讀可寫,其餘會話對錶tb_name不可讀不可寫
2.LOCK TABLES tb_name READ;//當前會話對錶tb_name可讀不可寫,其餘會話對錶tb_name可讀不可寫
3.你需要一次鎖定更新的表
LOCK TABLES tb1_name WRITE;
在鎖定過程中,你可以讀tbl2_name,當你需要更新tbl2_name,你將得到一個表無法鎖定的錯誤
4.innodb的表鎖,開始事務時會自動釋放表鎖,所以begin;或set autocommit=0;等命令應該在lock tables的前面.

在InnoDB下，使用表鎖要注意以下兩點。

 

1.使用LOCK TABLES雖然可以給InnoDB加表級鎖，但必須說明的是，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，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才能自動識別涉及表級鎖的死鎖；否則，InnoDB將無法自動檢測並處理這種死鎖。有關死鎖，下一小節還會繼續討論。

 

2.在用LOCK TABLES對InnoDB表加鎖時要注意，要將AUTOCOMMIT設爲0，否則MySQL不會給表加鎖；事務結束前，不要用UNLOCK TABLES釋放表鎖，因爲UNLOCK TABLES會隱含地提交事務；COMMIT或ROLLBACK並不能釋放用LOCK TABLES加的表級鎖，必須用UNLOCK TABLES釋放表鎖。正確的方式見如下語句：

 

例如，如果需要寫表t1並從表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;

 

八.在應用中避免死鎖的方法

 

發生死鎖後，InnoDB一般都能自動檢測到，並使一個事務釋放鎖並回退，另一個事務獲得鎖，繼續完成事務。但在涉及外部鎖，或涉及表鎖的情況下，InnoDB並不能完全自動檢測到死鎖，這需要通過設置鎖等待超時參數innodb_lock_wait_timeout來解決。需要說明的是，這個參數並不是只用來解決死鎖問題，在併發訪問比較高的情況下，如果大量事務因無法立即獲得所需的鎖而掛起，會佔用大量計算機資源，造成嚴重性能問題，甚至拖跨數據庫。我們通過設置合適的鎖等待超時閾值，可以避免這種情況發生。

 

1. 在應用中，如果不同的程序會併發存取多個表，應儘量約定以相同的順序來訪問表，這樣可以大大降低產生死鎖的機會。

 

 

 

2. 在程序以批量方式處理數據的時候，如果事先對數據排序，保證每個線程按固定的順序來處理記錄，也可以大大降低出現死鎖的可能。

 

3. 在事務中，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，更新時再申請排他鎖，因爲當用戶申請排他鎖時，其他事務可能又已經獲得了相同記錄的共享鎖，從而造成鎖衝突，甚至死鎖。

 

4. 前面講過，在REPEATABLE-READ隔離級別下，如果兩個線程同時對相同條件記錄用SELECT...FOR UPDATE加排他鎖，在沒有符合該條件記錄情況下，兩個線程都會加鎖成功。程序發現記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，如果兩個線程都這麼做，就會出現死鎖。這種情況下，將隔離級別改成READ COMMITTED，就可避免問題

5. 當隔離級別爲READ COMMITTED時，如果兩個線程都先執行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，如果沒有，就插入記錄。此時，只有一個線程能插入成功，另一個線程會出現鎖等待，當第1個線程提交後，第2個線程會因主鍵重複出錯，但雖然這個線程出錯了，卻會獲得一個排他鎖！這時如果有第3個線程又來申請排他鎖，也會出現死鎖。對於這種情況，可以直接做插入操作，然後再捕獲主鍵重複異常，或者在遇到主鍵重錯誤時，總是執行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖