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並發控制 mysql InnoDB表鎖

本文轉載自   查看原文   2013-01-30 15:28   12840    mysql

InnoDB鎖問題
InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點：一是支持事務（TRANSACTION）；二是采用了行級鎖。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，然后詳細討論InnoDB的鎖問題。
背景知識
1．事務（Transaction）及其ACID屬性
事務是由一組SQ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。
     隔離性（Isoation）：數據庫系統提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部並發操作影響的“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。
     持久性（Durabe）：事務完成之后，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。
銀行轉帳就是事務的一個典型例子。
2．並發事務處理帶來的問題
相對於串行處理來說，並發事務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吞吐量，從而可以支持更多的用戶。但並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（ost Update）：當兩個或多個事務選擇同一行，然后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－－最后的更新覆蓋了由其他事務所做的更新。例如，兩個編輯人員制作了同一文檔的電子副本。每個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文件，則可避免此問題。
     臟讀（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“臟”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系。這種現象被形象地叫做"臟讀"。
     不可重復讀（Non-Repeatabe Reads）：一個事務在讀取某些數據后的某個時間，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“不可重復讀”。
     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，這種現象就稱為“幻讀”。
3．事務隔離級別
在上面講到的並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。
“臟讀”、“不可重復讀”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，基本上可分為以下兩種。
  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。
  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並發控制（MutiVersion Concurrency Contro，簡稱MVCC或MCC），也經常稱為多版本數據庫。
數據庫的事務隔離越嚴格，並發副作用越小，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 “串行化”進行，這顯然與“並發”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“不可重復讀”和“幻讀”並不敏感，可能更關心數據並發訪問的能力。
為了解決“隔離”與“並發”的矛盾，ISO/ANSI SQ92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“並發”的矛盾。表20-5很好地概括了這4個隔離級別的特性。

 最后要說明的是：各具體數據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兩個標准隔離級別，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個隔離級別外，還支持一個叫做“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 支持全部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做進 一步介紹。

 

獲取InnoDB行鎖爭用情況    

可以通過檢查InnoDB_row_lock狀態變量來分析系統上的行鎖的爭奪情況：
Java代碼   
  1. mysql> show status like 'innodb_row_lock%';  
  2. +-------------------------------+-------+  
  3. | Variable_name                 | Value |  
  4. +-------------------------------+-------+  
  5. | InnoDB_row_lock_current_waits | 0     |  
  6. | InnoDB_row_lock_time          | 0     |  
  7. | InnoDB_row_lock_time_avg      | 0     |  
  8. | InnoDB_row_lock_time_max      | 0     |  
  9. | InnoDB_row_lock_waits         | 0     |  
  10. +-------------------------------+-------+  
  11. 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，還可以通過設置InnoDB Monitors來進一步觀察發生鎖沖突的表、數據行等，並分析鎖爭用的原因。具體方法如下：
Java代碼   
  1. mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;  
  2. Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)   
 然后就可以用下面的語句來進行查看：
Java代碼   
  1. mysql> Show innodb status\G;  
  2. *************************** 1. row ***************************  
  3.   Type: InnoDB  
  4.   Name:  
  5. Status:  
 監視器可以通過發出下列語句來停止查看：
Java代碼   
  1. mysql> DROP TABLE innodb_monitor;  
  2. Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)  
 設置監視器后，在SHOW INNODB STATUS的顯示內容中，會有詳細的當前鎖等待的信息，包括表名、鎖類型、鎖定記錄的情況等，便於進行進一步的分析和問題的確定。打開監視器以后，默認情況下每15秒會向日志中記錄監控的內容，如果長時間打開會導致.err文件變得非常的巨大，所以用戶在確認問題原因之后，要記得刪除監控表以關閉監視器，或者通過使用“--console”選項來啟動服務器以關閉寫日志文件。
InnoDB的行鎖模式及加鎖方法
InnoDB實現了以下兩種類型的行鎖。
  共享鎖（S）：允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同數據集的排他鎖。
  排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務更新數據，阻止其他事務取得相同數據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。
  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。
上述鎖模式的兼容情況具體如表20-6所示。

 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。
  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系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，對於鎖定行記錄后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加鎖后再更新記錄，看看會出現什么情況，其中actor表的actor_id字段為主鍵。



當使用SELECT...FOR UPDATE加鎖后再更新記錄，出現如表20-8所示的情況。


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，后者是通過在數據塊中對相應數據行加鎖來實現的。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，可能導致大量的鎖沖突，從而影響並發性能。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：
Java代碼   
  1. mysql> create table tab_no_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;  
  2. Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)  
  3. mysql> insert into tab_no_index values(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4');  
  4. Query OK, 4 rows affected (0.00 sec)  
  5. Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0  
 表20-9               InnoDB存儲引擎的表在不使用索引時使用表鎖例子 
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后，InnoDB就只鎖定了符合條件的行，如表20-10所示。
創建tab_with_index表，id字段有普通索引：
Java代碼   
  1. mysql> create table tab_with_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;  
  2. Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)  
  3. mysql> alter table tab_with_index add index id(id);  
  4. Query OK, 4 rows affected (0.24 sec)  
  5. Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0  
  

（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，是會出現鎖沖突的。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字段有索引，name字段沒有索引
Java代碼   
  1. mysql> alter table tab_with_index drop index name;  
  2. Query OK, 4 rows affected (0.22 sec)  
  3. Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0  
  4. mysql> insert into tab_with_index  values(1,'4');  
  5. Query OK, 1 row affected (0.00 sec)  
  6. mysql> select * from tab_with_index where id = 1;  
  7. +------+------+  
  8. | id   | name |  
  9. +------+------+  
  10. | 1    | 1    |  
  11. | 1    | 4    |  
  12. +------+------+  
  13. 2 rows in set (0.00 sec)  

 （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。
在如表20-12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：
Java代碼   
  1. mysql> alter table tab_with_index add index name(name);  
  2. Query OK, 5 rows affected (0.23 sec)  
  3. Records: 5  Duplicates: 0  Warnings: 0  
 表20-12                                  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，但是否使用索引來檢索數據是由MySQL通過判斷不同執行計划的代價來決定的，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，在分析鎖沖突時，別忘了檢查SQL的執行計划，以確認是否真正使用了索引。關於MySQL在什么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，檢索值的數據類型與索引字段不同，雖然MySQL能夠進行數據類型轉換，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的執行計划，我們可以清楚地看到了這一點。
例子中tab_with_index表的name字段有索引，但是name字段是varchar類型的，如果where條件中不是和varchar類型進行比較，則會對name進行類型轉換，而執行的全表掃描。
Java代碼   
  1. mysql> alter table tab_no_index add index name(name);  
  2. Query OK, 4 rows affected (8.06 sec)  
  3. Records: 4  Duplicates: 0  Warnings: 0  
  4. mysql> explain select * from tab_with_index where name = 1 \G  
  5. *************************** 1. row ***************************  
  6.            id: 1  
  7.   select_type: SIMPLE  
  8.         table: tab_with_index  
  9.          type: ALL  
  10. possible_keys: name  
  11.           key: NULL  
  12.       key_len: NULL  
  13.           ref: NULL  
  14.          rows: 4  
  15.         Extra: Using where  
  16. 1 row in set (0.00 sec)  
  17. mysql> explain select * from tab_with_index where name = '1' \G  
  18. *************************** 1. row ***************************  
  19.            id: 1  
  20.   select_type: SIMPLE  
  21.         table: tab_with_index  
  22.          type: ref  
  23. possible_keys: name  
  24.           key: name  
  25.       key_len: 23  
  26.           ref: const  
  27.          rows: 1  
  28.         Extra: Using where  
  29. 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，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；對於鍵值在條件范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;
是一個范圍條件的檢索，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，那么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復制的需 要。有關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，在后續的章節中會做進一步介紹。
很顯然，在使用范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范圍內鍵值的並發插入，這往往會造成嚴重的鎖等待。因此，在實際應用開發中，尤其是並發插入比較多的應用，我們要盡量優化業務邏輯，盡量使用相等條件來訪問更新數據，避免使用范圍條件。
還要特別說明的是，InnoDB除了通過范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。

恢復和復制的需要，對InnoDB鎖機制的影響
MySQL通過BINLOG錄執行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新數據的SQL語句， 並由此實現MySQL數據庫的恢復和主從復制（可以參見本書“管理篇”的介紹）。MySQL的恢復機制（復制其實就是在Slave Mysql不斷做基於BINLOG的恢復）有以下特點。
l  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數據庫不同，Oracle是基於數據庫文件塊的。
l  二是MySQL的Binlog是按照事務提交的先后順序記錄的，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）來恢復數據的，每個事務開始時，Oracle都會分配一個全局唯一的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，其他並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“可重復讀”隔離級別的要求，實際上是要求事務要串行化。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，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，用戶並沒有對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表的數據，相當於執行一個普通的SELECT語句，用一致性讀就可以了。ORACLE正是這么做的，它通過MVCC技術實現的多版本 數據來實現一致性讀，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，並沒有使用多版本數據一致性讀技術！
 


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