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MySQL鎖用法介紹

摘要:《深入淺出MySQL——資料庫開發、優化與管理維護》從資料庫的基礎、開發、優化、管理4方面對MySQL進行了詳細的介紹,其中每一部分都獨立成篇,每一篇又包括多個章節。本書面向實用,內容覆蓋廣泛,講解由淺入深,適合於各個層次的讀者。

第20章 鎖問題

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。

20.1 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。

·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。

·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。

·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。

20.2 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。

20.2.1 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。

20.2.2 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

寫鎖

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)

20.2.3 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)

20.2.4 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。

·當concurrent_insert設定為0時,不允許併發插入。

·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。

·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。

20.2.5 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。

20.3 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。

20.3.1 背景知識

1.事務(Transaction)及其ACID屬性

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。

·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。

·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。

·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。

·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。

2.併發事務處理帶來的問題

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。

·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。

·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"。

·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”。

·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”。

3.事務隔離級別

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。

·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。

·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,好象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

已提交度(Read committed)

語句級

可重複讀(Repeatable read)

事務級

可序列化(Serializable)

最高級別,事務級

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。

20.3.2 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。

20.3.3 InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實現了以下兩種型別的行鎖。 

 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。

 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。

 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。

 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 = 178 lock 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 = 178 lock 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的共享鎖:

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

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)

20.3.4 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)

20.3.5 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201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(201,...);

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(201,...);

Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

20.3.6 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。

·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。

·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

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;