（九）MySQL的锁机制

原文链接：https://blog.csdn.net/qq_30604989/article/details/81015641

1.概述

锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。
在数据库中，除了传统的计算机资源（如CPU、RAM、IO等）的挣用外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。

1.1锁的分类

  • 从对数据操作的类型（读/写）分
    • 读锁（共享锁）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响
    • 写锁（排它锁）：当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁
  • 从对数据库操作的粒度分
    • 行锁
    • 页锁
    • 表锁
  • 从思想上分
    • 乐观锁
    • 悲观锁

2.表锁（偏读）

2.1特点：

  • 偏向MyISAM存储引擎，开销小，加锁快
  • 无死锁
  • 锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低

2.2案例

建表：

CREATE TABLE mylock(
id INT NOT NULL PRIMARY KEY auto_increment,
name VARCHAR(20)
)ENGINE=Myisam;

INSERT into mylock(name) VALUES('a');
INSERT into mylock(name) VALUES('b');
INSERT into mylock(name) VALUES('c');
INSERT into mylock(name) VALUES('d');
INSERT into mylock(name) VALUES('e');

SELECT * FROM mylock;

2.3加锁

查看表的锁情况：

SHOW OPEN TABLES;

添加锁：

LOCK TABLE +表名+ READ/WRITE;

给mylock表加读锁，book表加写锁

解除锁：

UNLOCK TABLES;

2.4读锁例子

加锁之后，当前线程可以查询该表记录，其他线程也可以查询数据。

当前线程不能查询其他没有锁定的表，因为还有栈没有清，其他线程可以查询或者更新未锁定的表

当前线程插入或更新锁定的表都会提示错误，其他线程插入或更新锁定的表会一直等待直到获得锁。一旦释放锁之后，其他线程就会获得锁，完成相应的操作。

2.5写锁例子（MyISAM存储引擎的写阻塞例子）


获得表锁中的写锁，当前线程对锁定表的查询、更新、插入操作都可以执行，其他线程对锁定表查询被阻塞，需要等待锁被释放。

释放锁之后，其他线程获得锁任务得以执行返回相应结果。

2.5案例结论

MyISAM在执行查询语句（select）前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行增删该操作前，会自动给涉及的表加写锁。
MySQL的表级锁有两种模式：

  • 表共享读锁（Table Read Lock）
  • 表独占写锁（Table Write Lock）
锁类型 可否兼容 读锁 写锁
读锁 是 是 否
写锁 是 否 否

结论：
结合上表，所以对MyISAM表进行操作会有如下情况：

  • 对MyISAM表的读操作（加读锁），不会阻塞其他进程对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求。只有当读锁释放之后，才会执行其他进程的写操作。
  • 对MyISAM表的写操作（加写锁），会阻塞其他进程对同一表的 读和写操作，只有当写锁释放后，才会执行其他进程的读写操作。
    简而言之，读锁会阻塞写，但是不会阻塞读。而写锁则会把读和写都阻塞了。

2.6表锁分析

看看哪些表被加锁了（其中 1 的表示有锁，0 表示没有锁）

SHOW OPEN TABLES;

如何分析表锁定

SHOW STATUS LIKE 'TABLE%';


这其中有两个状态变量记录MySQL内部表级锁定的情况，两个变量说明如下：

  • Table_locks_immediate：产生表级锁的次数，表示可以立即获取锁的查询次数，每查询一次立即获取锁值加1
  • Table_locks_waited：出现表级锁定挣用而发生等待的次数（不能立即获取锁的次数，每等待一次锁值加1），若此值高则说明存在着较严重的表级锁挣用情况。

此外，MyISAM的读写锁调度是写优先，这也是MyISAM不适合做写为主的引擎，因为写锁后，其他线程不能做任何操作，大量的更新会使查询很难得到锁，从而造成永远阻塞。

3.行锁（偏写）

3.1特点：

  • 偏向InnoDB存储引擎，开销大，加锁慢
  • 会出现死锁
  • 锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最小，并发度也最高
  • InnoDB与MyISAM最大的不同有两点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁

3.2关于事务

事务及其ACID属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有一下4个属性，通常简称事务的ACID属性：

  • 原子性（Atomicity）：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改要么全部都执行，要么全部不执行。
  • 一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须 保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务开始结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
  • 隔离性（Isolation）：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理的过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
  • 持久性（Durable）：事务完成之后，它对数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。

并发事务处理带来的问题

  • 更新丢失（Lost Update）
    当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新的问题——最后的更新覆盖了其他事务所做的更新。
    如果在一个程序员在完成提交事务之前，另一个程序员不能访问同一文件，则可避免此问题。
  • 脏读
    一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象叫做脏读。
    一句话：事务A读取到了事务B已修改但尚未提交的数据，还在这个数据基础上做了操作。此时，如果B事务回滚，A读取的数据无效，不符合一致性要求。
  • 不可重复读
    一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现读出的数据已经发生改变，或某些记录已被删除了！这种现象叫做“不可重复读”。
    一句话：事务A读取到了事务B已经提交的修改数据，不符合隔离性
  • 幻读
    一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
    一句话：事务A读到了事务B提交的新增数据，不符合隔离性
    幻读和脏读有点类似
    脏读是事务B里面修改了数据
    幻读是事务B里新增了数据

事务隔离级别
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定事务隔离机制来解决。

数据一致性以及允许的并发副作用隔离级别 读数据一致性 脏读 不可重复读 幻读
未提交读 最低级别，只保证不读取物理上损坏的数据 是 是 是
已提交读 语句级别 否 是 是
可重复读 事务级 否 否 是
可序列化 最高级别，事务级 否 否 否
数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价越大，因为事务的隔离实质上是使事务在一定程度上“串行化”进行，这显然与“并发”相矛盾。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求不同，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更加关心并发访问的能力。
查看当前数据库的事务隔离级别 
SHOW VARIABLES LIKE 'tx_isolation';


MySQL的默认级别是：REPEATABLE-READ

3.3案例分析

建表

CREATE TABLE innoDB_block(
a INT(11),
b VARCHAR(16)
)ENGINE=INNODB;

INSERT INTO innoDB_block VALUES(1,'b2');
INSERT INTO innodb_block VALUES(3,'3');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(4,'4000');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(5,'5000');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(6,'6000');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(7,'7000');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(8,'8000');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(9,'9000');
INSERT INTO innoDB_block VALUES(1,'b1');

ALTER TABLE innoDB_block ADD INDEX(a);
ALTER TABLE innoDB_block ADD INDEX(b);

SELECT * FROM innoDB_block;

行锁定基本演示
因为mysql5.5以后默认是InnoDB引擎，事务是自动提交，我们需要手动提交，所以先关掉

SET autocommit = 0;



因为mysql默认的格式防止发生脏读。

当当前线程和其他线程都手动提交事务之后，其他线程就可以看到在当前线程中改变的结果了

索引失效，行锁变为表锁
存在的索引


commit之后，阻塞的线程被执行了。

间隙锁的危害
什么是间隙锁？
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；对于键值在条件范围内但是并不存在的记录，叫做“间隙（GAP）。
InnoDB也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制就叫所谓的间隙锁（Next-Key锁）

【危害】
因为Query执行过程中通过范围查找，它会锁定整个范围内的所有索引值，即使这个键值并不存在，间隙锁有一个比较致命的弱点就是当锁定一个范围的键值之后，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据。在某些场合下可能会对性能造成很大的危害。

面试题：常考如何锁定某一行

BEGIN:
SELECT * FROM innodb_block WHERE a = 8 FOR UPDATE;

当前线程使用select **** for update锁定某一行后，其他线程操作会被阻塞，直到锁定行的会话被提交。

3.4案例总结

InnoDB存储引擎由于使用了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面所带来的性能损耗可能比表级锁定会高一些，但是在整体并发处理能力方面要远远优于MyISAM的表级锁定。当系统的并发量较高的时候，InnoDB的整体性能和MyISAM相比就会有明显的优势了。

但是InnoDB的行级锁定同样也有其脆弱的一面，当我们使用不当的时候，可能会让InnoDB的整体性能表现不仅不能比MyISAM高，甚至可能会更差。

3.5行锁分析

【如何分析行级锁定】
通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况

SHOW STATUS LIKE 'innodb_row_lock%';


各个状态量说明：

  • Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量
  • Innodb_row_lock_time：从系统启动到现在锁定总时间长度
  • Innodb_row_lock_time_avg：每次等待所花平均时间
  • Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最长的一次所花的时间
  • Innodb_row_lock_waits：系统启动到现在总共等待的次数

对于这5个状态变量，比较重要的是：

Innodb_row_lock_time_avg（平均等待时长）

Innodb_row_lock_waits（等待中次数）

Innodb_row_lock_time（等待总时长）这三项

尤其当等待的次数很高的时候，而且每次等待的时长也不小的时候，我们就要分析系统中为什么会有这么多的等待，然后根据分析结果着手指定优化计划。

3.6优化建议

  • 尽可能让所有的数据检索都通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁。
  • 合理设计索引，尽量缩小锁的范围。
  • 尽可能较少的检索条件，避免间隙锁
  • 尽量控制事务大小，减少锁定资源量和时间长度
  • 尽可能低级别事务隔离

4.页锁

  • 开销和加锁时间介于表锁和行锁之间；
  • 会出现死锁；
  • 锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般

了解一下

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