MySQL學習（三）MySQL鎖與事務
阿新 • • 發佈：2019-01-23
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。
一、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。 二、MyISAM表鎖
MyISAM儲存引擎只支援表鎖。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。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。
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 
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。 2.3如何加表鎖 前言：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。 例子：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; 說明：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
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)
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。
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
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。
2.5MyISAM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。
三、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。
3.1背景知識
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。
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。
3.3InnoDB的行鎖模式及加鎖方法
InnoDB實現了行級鎖，如下
-----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。
InnoDB還實現了表級鎖---意向鎖
意向鎖是一種表級鎖，鎖的粒度是整張表。分為意向共享鎖（IS）和意向排他鎖（IX）。
那麼意向鎖是從何而來的呢？
因為表鎖覆蓋了行鎖的資料，所以表鎖和行鎖也會產成衝突。例如：
A、事務1：BEGIN
B、事務1給T1加上了X鎖，修改表表結構（如alter table
C、事務2：BEGIN
D、事務2對T1的一行加S鎖或者X鎖（事務2會被阻塞，等待事務1釋放鎖，它才能加鎖成功）
事務1要操作整張表，故鎖住了整張表。那麼事務2就不能對該表的單條記錄或者元組加X鎖或者S鎖，去讀取或者修改記錄。
為了方便地檢測表級鎖和行級鎖之間的衝突，於是引入了意向鎖。
採用了意向鎖之後，上述的例子就變成：
A：事務1：BEGIN
B：事務1給T1加X鎖，修改表結構
C：事務2：BEGIN
D：事務2給T1加上IX鎖（事務被阻塞，等待加鎖成功）
E：事務2給T1加上S鎖或者X鎖，成功
意向鎖為了方便檢測表級鎖和行級鎖之間的衝突，故在給一行記錄加鎖前，首先給該表加意向鎖。也就是同時加意向鎖和行級鎖。
上述鎖模式的相容情況具體如表20-6所示。
表20-6
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式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
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！
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，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。
（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。 （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
（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。
3.5 間隙鎖（Next-Key鎖）
二、MyISAM表鎖
MyISAM儲存引擎只支援表鎖。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。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。
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。 2.3如何加表鎖 前言：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。 例子：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; 說明：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 |
| 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 |
3.1.1．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。轉賬中的一致性就是要總的錢數量不能變，前後一致。
3.1.2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。 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”。
3.1.3．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 |
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式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 |
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！
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，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。
（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。 （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; |
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。 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！3.6 恢復和複製的需要，對InnoDB鎖機制的影響 MySQL通過 BINLOG（二進位制日誌） 去 記錄 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。 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。 在上面的例子中，只是簡單地讀 source_tab表的資料，相當於執行一個普通的SELECT語句，用一致性讀就可以了。ORACLE正是這麼做的，它通過MVCC技術實現的多版本資料來實現一致性讀，不需要給source_tab加任何鎖。我們知道InnoDB也實現了多版本資料，對普通的SELECT一致性讀，也不需要加任何鎖；但這裡InnoDB卻給source_tab加了共享鎖，並沒有使用多版本資料一致性讀技術！ MySQL為什麼要這麼做呢？其原因還是為了保證恢復和複製的正確性。因為不加鎖的話，如果在上述語句執行過程中，其他事務對source_tab做了更新操作，就可能導致資料恢復的結果錯誤。 INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...語句，可能會阻止對源表的併發更新，造成對源表鎖的等待。如果查詢比較複雜的話，會造成嚴重的效能問題，我們在應用中應儘量避免使用。實際上，MySQL將這種SQL叫作不確定（non-deterministic）的SQL，不推薦使用。 3.7 InnoDB在不同隔離級別下的一致性讀及鎖的差異 前面講過，鎖和多版本資料是InnoDB實現一致性讀和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時採用的一致性讀策略和需要的鎖是不同的。同時，資料恢復和複製機制的特點，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表20-16所示的內容，以便讀者查閱。 表20-16 InnoDB儲存引擎中不同SQL在不同隔離級別下鎖比較
| 隔離級別 一致性讀和鎖 SQL | Read Uncommited | Read Commited | Repeatable Read | Serializable | |
| SQL | 條件 | ||||
| select | 相等 | None locks | Consisten read/None lock | Consisten read/None lock | Share locks |
| 範圍 | None locks | Consisten read/None lock | Consisten read/None lock | Share Next-Key | |
| update | 相等 | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | Exclusive locks |
| 範圍 | exclusive next-key | exclusive next-key | exclusive next-key | exclusive next-key | |
| Insert | N/A | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks |
| replace | 無鍵衝突 | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks | exclusive locks |
| 鍵衝突 | exclusive next-key | ||||