亚太建设科技信息研究院网站,公司手册制作网站,西安贝贝特网络科技有限公司,codecanyon – wordpress脚本/插件完整打包锁 事务的隔离性由锁来实现。 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。在程序开发中会存在多线程同步的问题#xff0c;当多个线程并发访问某个数据的时候#xff0c;尤其是针对一些敏感的数据#xff08;比如订单、金额等#xff09;#xff0c;我…锁 事务的隔离性由锁来实现。 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。在程序开发中会存在多线程同步的问题当多个线程并发访问某个数据的时候尤其是针对一些敏感的数据比如订单、金额等我们就需要保证这个数据在任何时刻最多只有一个线程在访问保证数据的完整性和一致性。在开发过程中加锁是为了保证数据的一致性这个思想在数据库领域中同样很重要。 在数据库中除传统的计算资源如CPU、RAM、I/O等的争用以外数据也是一种供许多用户共享的资源。为保证数据的一致性需要对并发操作进行控制因此产生了锁。同时锁机制也为实现MySQL的各个隔离级别提供了保证。锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。所以锁对数据库而言显得尤其重要也更加复杂。 MySQL并发事务访问相同记录 并发事务访问相同记录的情况大致可以划分为3种 读-读情况 读-读情况即并发事务相继读取相同的记录。读取操作本身不会对记录有任何影响并不会引起什么问题所以允许这种情况的发生。 写-写情况 写-写情况即并发事务相继对相同的记录做出改动。 在这种情况下会发生脏写的问题任何一种隔离级别都不允许这种问题的发生。所以在多个未提交事务相继对一条记录做改动时需要让它们排队执行这个排队的过程其实是通过锁来实现的。这个所谓的锁其实是一个内存中的结构在事务执行前本来是没有锁的也就是说一开始是没有锁结构和记录进行关联的。 当一个事务想对这条记录做改动时首先会看看内存中有没有与这条记录关联的锁结构当没有的时候就会在内存中生成一个锁结构与之关联。比如事务T1要对这条记录做改动。就需要生成一个锁结构与之关联 在锁结构里有很多信息为了简化理解只把两个比较重要的属性拿了出来 trx信息代表这个锁结构是哪个事务生成的。is_waiting代表当前事务是否在等待 当事务 T1改动了这条记录后就生成了一个锁结构与该记录关联因为之前没有别的事务为这条记录加锁所以is_waiting属性就是false我们把这个场景就称之为获取锁成功或者加锁成功然后就可以继续执行操作了。 在事务T1提交之前另一个事务T2也想对该记录做改动那么先看看有没有锁结构与这条记录关联发现有一个锁结构与之关联后然后也生成了一个锁结构与这条记录关联不过锁结构的 is_waiting 属性值为 true表示当前事务需要等待我们把这个场景就称之为获取锁失败或者加锁失败图示 在事务T1提交之后就会把该事务生成的锁结构释放掉然后看看还有没有别的事务在等待获取锁发现了事务 T2还在等待获取锁所以把事务T2对应的锁结构的is_waiting属性设置为false然后把该事务对应的线程唤醒让它继续执行此时事务T2就算获取到锁了。效果图就是这样 小结几种说法 不加锁 意思就是不需要在内存中生成对应的锁结构可以直接执行操作。 获取锁成功或者加锁成功 意思就是在内存中生成了对应的锁结构而且锁结构的is_waiting属性为false也就是事务可以继续执行操作。 获取锁失败或者加锁失败或者没有获取到锁 意思就是在内存中生成了对应的锁结构不过锁结构的is_waiting属性为true也就是事务需要等待不可以继续执行操作。 读-写或写-读情况 读-写或写-读即一个事务进行读取操作另一个进行改动操作。这种情况下可能发生脏读、不可重复读、幻读的问题。 各个数据库厂商对SQL标准的支持都可能不一样。比如MySQL在REPEATABLE READ隔离级别上就已经解决了幻读问题。 并发问题的解决方案 怎么解决脏读 、不可重复读、幻读这些问题呢其实有两种可选的解决方案 方案一读操作利用多版本并发控制MVCC写操作进行加锁。 所谓的MVCC就是生成一个ReadView通过ReadView找到符合条件的记录版本历史版本由undo日志构建。查询语句只能读到在生成ReadView之前已提交事务所做的更改在生成ReadView之前未提交的事务或者之后才开启的事务所做的更改是看不到的。而写操作肯定针对的是最新版本的记录读记录的历史版本和改动记录的最新版本本身并不冲突也就是采用MVCC时读-写操作并不冲突。 普通的SELECT语句在READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下会使用到MVCC读取记录。 在 READ COMMITTED 隔离级别下一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadViewReadView的存在本身就保证了事务不可以读取到未提交的事务所做的更改也就是避免了脏读现象在REPEATABLE READ 隔离级别下一个事务在执行过程中只有第一次执行SELECT操作才会生成一个ReadView之后的SELECT操作都复用这个ReadView这样也就避免了不可重复读和幻读的问题。 方案二读、写操作都采用加锁的方式。 如果我们的一些业务场景不允许读取记录的旧版本而是每次都必须去读取记录的最新版本。比如在银行存款的事务中你需要先把账户的余额读出来然后将其加上本次存款的数额最后再写到数据库中。在将账户余额读取出来后就不想让别的事务再访问该余额直到本次存款事务执行完成其他事务才可以访问账户的余额。这样在读取记录的时候就需要对其进行加锁操作这样也就意味着读操作和写操作也像写-写操作那样排队执行。 脏读的产生是因为当前事务读取了另一个未提交事务写的一条记录如果另一个事务在写记录的时候就给这条记录加锁那么当前事务就无法继续读取该记录了所以也就不会有脏读问题的产生了。 不可重复读的产生是因为当前事务先读取一条记录另外一个事务对该记录做了改动之后并提交之后当前事务再次读取时会获得不同的值如果在当前事务读取记录时就给该记录加锁那么另一个事务就无法修改该记录自然也不会发生不可重复读了。 幻读问题的产生是因为当前事务读取了一个范围的记录然后另外的事务向该范围内插入了新记录当前事务再次读取该范围的记录时发现了新插入的新记录。采用加锁的方式解决幻读问题就有一些麻烦因为当前事务在第一次读取记录时幻影记录并不存在所以读取的时候加锁就有点尴尬因为你并不知道给谁加锁。 小结对比发现 采用MVCC方式的话读-写操作彼此并不冲突性能更高采用加锁方式的话读-写操作彼此需要排队执行影响性能 一般情况下我们当然愿意采用 MVCC 来解决读-写操作并发执行的问题但是业务在某些特殊情况下要求必须采用加锁的方式执行。下面就讲解下MySQL中不同类别的锁。 锁的不同角度分类 从数据操作的类型划分读锁、写锁 对于数据库中并发事务的读-读情况并不会引起什么问题。对于写-写、读-写或写-读这些情况可能会引起一些问题需要使用MVCC 或者加锁的方式来解决它们。在使用加锁的方式解决问题时由于既要允许读-读情况不受影响又要使写-写、读-写或写-读情况中的操作相互阻塞所以MySQL实现一个由两种类型的锁组成的锁系统来解决。这两种类型的锁通常被称为共享锁Shared LockSLock和排他锁Exclusive LockXLock也叫读锁 (readlock) 和写锁 (write lock)。 读锁也称为共享锁、英文用 S 表示。针对同一份数据多个事务的读操作可以同时进行而不会互相影响相互不阻塞的。写锁也称为排他锁、英文用 X 表示。当前写操作没有完成前它会阻断其他写锁和读锁。这样就能确保在给定的时间里只有一个事务能执行写入并防止其他用户读取正在写入的同一资源。 需要注意的是对于InnoDB 引擎来说读锁和写锁可以加在表上也可以加在行上。 举例行级读写锁如果一个事务 T1 已经获得了某个行r的读锁那么此时另外的一个事务T2 是可以去获得这个行r的读锁的因为读取操作并没有改变行r的数据但是如果某个事务 T3 想获得行r的写锁则它必须等待事务 T1、T2 释放掉行r上的读锁才行。 总结这里的兼容是指对同一张表或记录的锁的兼容性情况。 X锁S锁X锁不兼容不兼容S锁不兼容兼容 锁定读 在采用加锁方式解决脏读、不可重复读、幻读这些问题时读取一条记录时需要获取该记录的S锁其实是不严谨的有时候需要在读取记录时就获取记录的X锁来禁止别的事务读写该记录为此MySQL提出了两种比较特殊的 SELECT 语句格式如下 对读取的记录加S锁 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE; #或 SELECT ... FOR SHARE; #8.0新增语法在普通的SELECT语句后边加 LOCK IN SHARE MODE如果当前事务执行了该语句那么它会为读取到的记录加S锁这样允许别的事务继续获取这些记录的 S锁比方说别的事务也使用 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录但是不能获取这些记录的X锁比如使用 SELECT ... FOR UPDATE 语句来读取这些记录或者直接修改这些记录。如果别的事务想要获取这些记录的X锁那么它们会阻塞直到当前事务提交之后将这些记录上的S锁释放掉。 对读取的记录加X锁 SELECT ... FOR UPDATE;在普通的SELECT语句后边加 FOR UPDATE如果当前事务执行了该语句那么它会为读取到的记录加X锁这样既不允许别的事务获取这些记录的S锁比方说别的事务使用 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录也不允许获取这些记录的X锁 比如使用 SELECT ... FOR UPDATE语句来读取这些记录或者直接修改这些记录。如果别的事务想要获取这些记录的S锁或者X锁那么它们会阻塞直到当前事务提交之后将这些记录上的X锁释放掉。 MySQL8.0新特性 在5.7及之前的版本SELECT ... FOR UPDATE如果获取不到锁会一直等待直到innodb_lock_wait_timeout超时。在8.0版本中SELECT ... FOR UPDATESELECT ... FOR SHARE添加NOWAIT、SKIP LOCKED 语法跳过锁等待或者跳过锁定。 通过添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法能够立即返回。如果查询的行已经加锁: 那么NOWAIT会立即报错返回而SKIP LOCKED也会立即返回只是返回的结果中不包含被锁定的行。 写操作 平常所用到的写操作无非是DELETE 、UPDATE、INSERT这三种 DELETE 对一条记录做DELETE操作的过程其实是先在 B树中定位到这条记录的位置然后获取这条记录的X锁再执行 delete mark 操作。我们也可以把这个定位待删除记录在B树中位置的过程看成是一个获取X锁 的锁定读。 UPDATE在对一条记录做UPDATE操作时分为三种情况: 情况1未修改该记录的键值并且被更新的列占用的存储空间在修改前后未发生变化。 则先在 B树中定位到这条记录的位置然后再获取一下记录的X锁最后在原记录的位置进行修改操作。我们也可以把这个定位待修改记录在 B树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。 情况2未修改该记录的键值并且至少有一个被更新的列占用的存储空间在修改前后发生变化。 则先在 B树中定位到这条记录的位置然后获取一下记录的X锁将该记录彻底删除掉就是把记录彻底移入垃圾链表最后再插入一条新记录。这个定位待修改记录在 B 树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读新插入的记录由 INSERT 操作提供的隐式锁 进行保护。 情况3修改了该记录的键值则相当于在原记录上做 DELETE 操作之后再来一次 INSERT 操作加锁操作就需要按照 DELETE 和 INSERT 的规则进行了。 INSERT 一般情况下新插入一条记录的操作并不加锁通过一种称之为隐式锁的结构来保护这条新插入的记录在本事务提交前不被别的事务访问。 从数据操作的粒度划分表级锁、页级锁、行锁 为了尽可能提高数据库的并发度每次锁定的数据范围越小越好理论上每次只锁定当前操作的数据的方案会得到最大的并发度但是管理锁是很耗资源的事情涉及获取、检查、释放锁等动作。因此数据库系统需要在高并发响应和 系统性能两方面进行平衡这样就产生了锁粒度Lock granularity的概念。 对一条记录加锁影响的也只是这条记录而已我们就说这个锁的粒度比较细其实一个事务也可以在表级别进行加锁自然就被称之为表级锁或者表锁对一个表加锁影响整个表中的记录我们就说这个锁的粒度比较粗。锁的粒度主要分为表级锁、页级锁和行锁。 表锁Table Lock 该锁会锁定整张表它是 MySQL 中最基本的锁策略并不依赖于存储引擎不管你是 MySQL的什么存储引擎对于表锁的策略都是一样的并且表锁是开销最小的策略因为粒度比较大。由于表级锁一次会将整个表锁定所以可以很好的避免死锁问题。当然锁的粒度大所带来最大的负面影响就是出现锁资源争用的概率也会最高导致并发率大打折扣。 表级别的S锁、X锁 在对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时InnoDB存储引擎是不会为这个表添加表级别的S锁或者X锁的。在对某个表执行一些诸如ALTER TABLE、DROP TABLE这类的 DDL语句时其他事务对这个表并发执行诸如SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE的语句会发生阻塞。同理某个事务中对某个表执行SELECT INSERT、DELETE、UPDATE语句时在其他会话中对这个表执行DDL 语句也会发生阻塞。这个过程其实是通过在server层使用一种称之为元数据锁英文名: Metadata Locks简称MDL结构来实现的。 一般情况下不会使用InnoDB存储引擎提供的表级别的S锁和X锁。只会在一些特殊情况下比方说崩溃恢复过程中用到。比如在系统变量autocommit0innodb_table_locks 1时手动获取InnoDB存储引擎提供的表t的S锁或者X锁可以这么写 LOCK TABLES t READInnoDB存储引擎会对表t加表级别的S锁。LOCK TABLES t WRITEInnoDB存储引擎会对表t加表级别的X锁。 不过尽量避免在使用InnoDB存储引擎的表上使用LOCK TABLES这样的手动锁表语句它们并不会提供什么额外保护只是会降低并发能力而已。InnoDB的厉害之处还是实现了更细粒度的行锁。 MyISAM在执行查询语句SELECT前会给涉及的所有表加读锁在执行增删改操作前会给涉及的表加写锁。 InnoDB存储引擎是不会为这个表添加表级别的读锁或者写锁的。 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) 锁类型自己可读自己可写自己可操作其他表他人可读他人可写读锁是否否是否等写锁是是否否等否等 意向锁intention lock lnnoDB支持多粒度锁multiple granularity locking它允许行级锁与表级锁共存而意向锁就是其中的一种表锁。 意向锁的存在是为了协调行锁和表锁的关系支持多粒度表锁与行锁的锁并存。意向锁是一种不与行级锁冲突表级锁这一点非常重要。表明”某个事务正在某些行持有了锁或该事务准备去持有锁“ 意向锁分为两种 意向共享锁intention shared lockIS : 事务有意向对表中的某些行加共享锁 (S锁) -- 事务要获取某些行的 S 锁必须先获得表的 IS 锁。 SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;意向排他锁intention exclusive lockIX: 事务有意向对表中的某些行加排他锁 (X锁) -- 事务要获取某些行的 X 锁必须先获得表的 IX 锁。 SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;即意向锁是由存储引擎自己维护的用户无法手动操作意向锁在为数据行加共享 / 排他锁之前InooDB 会先获取该数据行**所在数据表的对应意向锁**。 意向锁要解决的问题 现在有两个事务分别是T1和T2其中T2试图在该表级别上应用共享或排它锁如果没有意向锁存在那么T2就需要去检查各个页或行是否存在锁如果存在意向锁那么此时就会受到由T1控制的表级别意向锁的阻塞。T2在锁定该表前不必检查各个页或行锁而只需检查表上的意向锁。简单来说就是给更大一级别的空间示意里面是否已经上过锁。 在数据表的场景中如果我们给某一行数据加上了排它锁数据库会自动给更大一级的空间比如数据页或数据表加上意向锁告诉其他人这个数据页或数据表已经有人上过排它锁了这样当其他人想要获取数据表排它锁的时候只需要了解是否有人已经获取了这个数据表的意向排他锁即可。 如果事务想要获得数据表中某些记录的共享锁就需要在数据表上添加意向共享锁。如果事务想要获得数据表中某些记录的排他锁就需要在数据表上添加意向排他锁。 这时意向锁会告诉其他事务已经有人锁定了表中的某些记录。 示例创建表teacher插入6条数据事务的隔离级别默认为Repeatable-Read。 DROP TABLE IF EXISTS teacher; CREATE TABLE teacher (id int NOT NULL,name varchar(255) COLLATE utf8mb4_general_ci NOT NULL,PRIMARY KEY (id) ) ENGINEInnoDB DEFAULT CHARSETutf8mb4 COLLATEutf8mb4_general_ci; INSERT INTO teacher VALUES( 1, zhangsan ),( 2, lisi ),( 3, wangwu ),( 4, zhaoliu ),( 5, songqi ),( 6, wuba );假设事务A获取了某一行的排他锁并未提交 BEGIN;SELECT * FROM teacher WHERE id 6 FROM UPDATE;事务B想要获取teacher表的表读锁 BEGIN;LOCK TABLES teacher READ;因为共享锁与排他锁互斥所以事务B在试图对teacher表加共享锁的时候必须保证两个条件。 当前没有其他事务持有teacher表的排他锁当前没有其他事务持有teacher表中任意一行的排他锁 为了检测是否满足第二个条件事务B必须在确保teacher表不存在任何排他锁的前提下去检测表中的每一行是否存在排他锁。很明显这是一个效率很差的做法但是有了意向锁之后情况就不一样了。 意向锁是怎么解决这个问题的呢首先我们需要知道意向锁之间的兼容互斥性如下所示。 意向共享锁IS意向排他锁IX意向共享锁IS兼容兼容意向排他锁IX兼容兼容 即意向锁之间是互相兼容的虽然意向锁和自家兄弟相互兼容但是它会与普通的排他 / 共享锁互斥。 意向共享锁IS意向排他锁IX共享锁S兼容互斥排他锁X互斥互斥 注意这里的排他 / 共享锁指的都是表锁意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥。回到刚才teacher表的例子。 事务A获取了某一行的排他锁并未提交 BEGIN;SELECT * FROM teacher WHERE id 6 FROM UPDATE;此时teacher表存在两把锁teacher表上的意向排他锁与id为6的数据行上的排他锁。事务B想要获取teacher表的共享锁。 BEGIN;LOCK TABLES teacher READ;此时事务 B 检测事务 A 持有表的意向排他锁就可以得知事务 A必然持有该表中某些数据行的排他锁那么事务 B对teacher表的加锁请求就会被排斥阻塞而无需去检测表中的每一行数据是否存在排他锁。 意向锁的并发性 意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥正因为如此意向锁并不会影响到多个事务对不同数据行加排他锁时的并发性。不然我们直接用普通的表锁就行了 我们扩展一下上面 teacher表的例子来概括一下意向锁的作用一条数据从被锁定到被释放的过程中可能存在多种不同锁但是这里我们只着重表现意向锁 事务 A先获取了某一行的排他锁并未提交 BEGIN;SELECT * FROM teacher WHERE id 6 FROM UPDATE;事务A获取了teacher表上的意向排他锁事务A获取了id为6的数据行上的排他锁。之后事务B想要获取teacher表的共享锁。 BEGIN;LOCK TABLES teacher READ;事务B检测到事务A持有 teacher表的意向排他锁。事务B对teacher表的加锁请求被阻塞排斥。最后事务C也想获取 teacher表中某一行的排他锁。 BEGIN;SELECT * FROM teacher WHERE id 5 FROM UPDATE;事务 C 申请teacher表的意向排他锁。事务 C 检测到事务A 持有 teacher表的意向排他锁。因为意向锁之间并不互斥所以事务 C 获取到了teacher表的意向排他锁。因为 id 为5的数据行上不存在任何排他锁最终事务C成功获取到了该数据行上的排他锁。 结论 InnoDB 支持多粒度锁特定场景下行级锁可以与表级锁共存。意向锁之间互不排斥但除了IS 与S 兼容外意向锁会与共享锁 / 排他锁互斥。IXIS是表级锁不会和行级的XS锁发生冲突。只会和表级的XS发生冲突。意向锁在保证并发性的前提下实现了行锁和表锁共存且满足事务隔离性的要求。 自增锁AUTO-INC锁 在使用MySQL过程中我们可以为表的某个列添加AUTO_INCREMENT属性。举例 CREATE TABLE teacher (id int NOT NULL AUTO_INCREMENT,name varchar(255) COLLATE utf8mb4_general_ci NOT NULL,PRIMARY KEY (id) ) ENGINEInnoDB DEFAULT CHARSETutf8mb4 COLLATEutf8mb4_general_ci;由于这个表的id字段声明了AUTO_INCREMENT意味着在书写插入语句时不需要为其赋值SQL语句修改如下所示。 INSERT INTO teacher(name) VALUES(zhangsan);上边的插入语句并没有为id列显式赋值所以系统会自动为它赋上递增的值。 现在我们看到的上面插入数据只是一种简单的插入模式所有插入数据的方式总共分为三类分别是”Simple inserts“”Bulk inserts“和”Mixed-mode inserts“。 “Simple inserts”简单插入 可以预先确定要插入的行数当语句被初始处理时的语句。包括没有嵌套子查询的单行和多行INSERT...VALUES()和REPLACE语句。比如我们上面举的例子就属于该类插入已经确定要插入的行数。 “Bulk inserts”批量插入 事先不知道要插入的行数 和所需自动递增值的数量的语句。比如INSERT ... SELECTREPLACE ... SELECT和LOAD DATA语句但不包括纯INSERT。InnoDB在每处理一行为AUTO_INCREMENT列分配一个新值。 “Mixed-mode inserts”混合模式插入 这些是“Simple inserts”语句但是指定部分新行的自动递增值。例如INSERT INTO teacher (id, name) VALUES (1,a), (NULL,b), (5c), (NULL,d);只是指定了部分id的值。另一种类型的“混合模式插入”是INSERT ... ON DUPLICATE KEY UPDATE。 对于上面数据插入的案例MySQL中采用了自增锁的方式来实现AUTO-NC锁是当向使用含有AUTO_INCREMENT列的表中插入数据时需要获取的一种特殊的表级锁在执行插入语句时就在表级别加一个AUTO-INC锁然后为每条待插入记录的AUTO_INCREMENT修饰的列分配递增的值在该语句执行结束后再把AUTO-NC锁释放掉。一个事务在持有AUTO-INC锁的过程中其他事务的插入语句都要被阻塞可以保证一个语句中分配的递增值是连续的。也正因为此其并发性显然并不高当我们向一个有AUTO_INCREMENT关键字的主键插入值的时候每条语句都要对这个表锁进行竞争这样的并发潜力其实是很低下的所以innodb通过innodb_autoinc_lock_mode的不同取值来提供不同的锁定机制来显著提高SQL语句的可伸缩性和性能。 innodb_autoinc_lock_mode有三种取值分别对应与不同锁定模式 innodb_autoinc_lock_mode 0”传统“锁定模式 在此锁定模式下所有类型的insert语句都会获得一个特殊的表级AUTO-NC锁用于插入具有AUTO_INCREMENT列的表。这种模式其实就如我们上面的例子即每当执行insert的时候都会得到一个表级锁(AUTO-INC锁)使得语句中生成的auto _increment为顺序且在binlog中重放的时候,可以保证master与slave中数据的auto _increment是相同的。因为是表级锁当在同一时间多个事务中执行insert的时候对于AUTO-INC锁的争夺会限制并发能力。 innodb_autoinc_lock_mode 1”连续“锁定模式 在 MySQL 8.0 之前连续锁定模式是默认的。 在这个模式下“bulk inserts”仍然使用AUTO-INC表级锁并保持到语句结束。这适用于所有INSERT … SELECTREPLACE … SELECT和LOAD DATA语句。同一时刻只有一个语句可以持有AUTO-INC锁。 对于“Simple inserts”要插入的行数事先已知则通过在**mutex轻量锁**的控制下获得所需数量的自动递增值来避免表级AUTO-INC锁它只在分配过程的持续时间内保持而不是直到语句完成。不使用表级AUTO-INC锁除非AUTO-INC锁由另一个事务保持。如果另一个事务保持AUTO-INC锁则“Simple inserts”等待AUTO-INC锁如同它是一个“bulk inserts”。 innodb_autoinc_lock_mode 2”交错“锁定模式 从 MySQL 8.0 开始交错锁模式是默认设置。 在这种锁定模式下所有类INSERT语句都不会使用表级AUTO-INC 锁并且可以同时执行多个语句。这是最快和最可扩展的锁定模式但是当使用基于语句的复制或恢复方案时从二进制日志重播SQL语句时这是不安全的。 在此锁定模式下自动递增值保证在所有并发执行的所有类型的insert语句中是唯一且单调递增的。但是由于多个语句可以同时生成数字即跨语句交叉编号为任何给定语句插入的行生成的值可能不是连续的。 如果执行的语句是“simple inserts”其中要插入的行数已提前知道除了“Mixed-mode inserts”之外为单个语句生成的数字不会有间隙。然而当执行“bulk inserts”时在由任何给定语句分配的自动递增值中可能存在间隙。 元数据锁MDL锁 MySQL5.5引入了meta data lock简称MDL锁属于表锁范畴。MDL的作用是保证读写的正确性。比如如果个查询正在遍历一个表中的数据而执行期间另一个线程对这个 表结构做变更增加了一列那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上肯定是不行的。 因此当对一个表做增删改查操作的时候加 MDL读锁当要对表做结构变更操作的时候加 MDL 写锁。 读锁之间不互斥因此你可以有多个线程同时对一张表增删改查。读写锁之间、写锁之间是互斥的用来保证变更表结构操作的安全性解决了DML和DDL操作之间的一致性问题。不需要显式使用在访问一个表的时候会被自动加上。 行锁InnoDB 行锁Row Lock也称为记录锁顾名思义就是锁住某一行某条记录 row。需要的注意的是MySQL 服务器层并没有实现行锁机制行级锁只在存储引擎层实现。 优点锁定力度小发生锁冲突概率低可以实现的并发度高。缺点对于锁的开销比较大加锁会比较慢容易出现死锁情况。 lnnoDB与MyISAM的最大不同有两点一是支持事务 (TRANSACTION)二是采用了行级锁。 首先我们创建表如下 CREATE TABLE student (id int NOT NULL,name varchar(20) COLLATE utf8mb4_general_ci DEFAULT NULL,class varchar(10) COLLATE utf8mb4_general_ci DEFAULT NULL,PRIMARY KEY (id) ) ENGINEInnoDB DEFAULT CHARSETutf8mb4 COLLATEutf8mb4_general_ci;向这个表里插入几条记录 INSERT INTO student VALUES (1, 张三, 一班), (3, 李四, 一班), (8, 王五, 二班), (15, 赵六, 二班), (20, 钱七, 三班),student表中的聚簇索引的简图如下所示。 这里把B树的索引结构做了一个超级简化只把索引中的记录给拿了出来下面看看都有哪些常用的行锁类型。 记录锁Record Locks 记录锁也就是仅仅把一条记录锁上官方的类型名称为: LOCK_REC_NOT_GAP。比如我们把id值为8的那条记录加一个记录锁的示意图如图所示。仅仅是锁住了id值为8的记录对周围的数据没有影响。 举例如下 Session1Session2SET autocommit0;SET autocommit0;更新但是不提交没有手写commitUPDATE student SET name ‘法外狂徒张三’ WHERE id 1;Session2被阻塞只能等待UPDATE student SET name ‘李四 1’ WHERE id 3;UPDATE student SET name ‘张三 1’ WHERE id 1;提交更新解除阻塞更新正常进行UPDATE student SET name ‘张三 1’ WHERE id 1; 记录锁是有S锁和X锁之分的称之为S型记录锁和X型记录锁。 当一个事务获取了一条记录的S型记录锁后其他事务也可以继续获取该记录的S型记录锁但不可以继续获取X型记录锁当一个事务获取了一条记录的X型记录锁后其他事务既不可以继续获取该记录的S型记录锁也不可以继续获取X型记录锁。 间隙锁Gap Locks MySQL在REPEATABLE READ隔离级别下是可以解决幻读问题的解决方案有两种可以使用MVCC方案解决也可以采用加锁 方案解决。但是在使用加锁方案解决时有个大问题就是事务在第一次执行读取操作时那些幻影记录尚不存在我们无法给这些幻影记录加上记录锁。InnoDB提出了一种称之为Gap Locks的锁官方的类型名称为LOCK_GAP我们可以简称为gap锁。比如把id值为8的那条记录加一个gap锁的示意图如下。 图中id值为8的记录加了gap锁意味着不允许别的事务在id值为8的记录前边的间隙插入新记录其实就是id列的值38这个区间的新记录是不允许立即插入的。比如有另外一个事务再想插入一条id值为4的新记录它定位到该条新记录的下一条记录的id值为8而这条记录上又有一个gap锁所以就会阻塞插入操作直到拥有这个gap锁的事务提交了之后id列的值在区间38中的新记录才可以被插入。 **gap锁的提出仅仅是为了防止插入幻影记录而提出的。**虽然有共享gap锁和独占gap锁这样的说法但是它们起到的作用是相同的。而且如果对一条记录加了gap锁不论是共享gap锁还是独占gap锁并不会限制其他事务对这条记录加记录锁或者继续加gap锁。 举例 Session1Session2SELECT * FROM student WHERE id 5 LOCK IN SHARE MODE;SELECT * FROM student WHERE id 5 FOR UPDATE; 这里 session 2并不会被堵住。因为表里并没有id5 这个记录因此 session 1加的是间隙锁38。而session 2也是在这个间隙加的间隙锁。它们有共同的目标即保护这个间隙不允许插入值。但它们之间是不冲突的。 注意给一条记录加了gap锁只是不允许其他事务往这条记录前边的间隙插入新记录那对于最后一条记录之后的间隙也就是student 表中id值为 20 的记录之后的间隙该咋办呢也就是说给哪条记录加 gap锁才能阻止其他事务插入 id 值在20∞这个区间的新记录呢这时候两条伪记录派上用场了 Infimum记录表示该页面中最小的记录。Supremum记录表示该页面中最大的记录。 为了实现阻止其他事务插入id值在20∞这个区间的新记录我们可以给索引中的最后一条记录也就是id值为20的那条记录所在页面的Supremum记录加上一个gap锁如图所示。 这样就可以阻止其他事务插入id值在20∞这个区间的新记录。 间隙锁的引入可能会导致同样的语句锁住更大的范围这其实是影响了并发度的。下面的例子会产生死锁 Session1Session2BEGIN;SELECT * FROM student WHERE id 5 FOR UPDATE;BEGIN;SELECT * FROM student WHERE id 5 FOR UPDATE;INSERT INTO student VALUES(5,‘老五’,‘二班’)阻塞INSERT INTO student VALUES(5,‘老五’,‘二班’)ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; tryrestarting transaction) session 1执行 select … for update 语句由于id5这一行并不存在因此会加上间隙锁38;session 2执行 select … for update 语句同样会加上间隙锁 38间隙锁之间不会冲突因此这个语句可以执行成功;session 2试图插入一行 (5,‘老五’,‘二班’)被 session 1的间隙锁挡住了只好进入等待session 1试图插入一行 (5,‘老五’,‘二班’)被 session 2的间隙锁挡住了。至此两个session进入互相等待状态形成死锁。当然InnoDB的死锁检测马上就会发现这对死锁关系让session1的insert语句报错返回。 临键锁Next-Key Locks 有时候我们既想锁住某条记录又想阻止其他事务在该记录前边的间隙插入新记录所以InnoDB就提出了一种称之为Next-Key Locks的锁官方的类型名称为LOCK_ORDINARY我们也可以简称为next-key锁。Next-Key Locks是在存储引擎 innodb、事务级别在可重复读的情况下使用的数据库锁innodb默认的锁就是Next- Key locks。比如我们把id值为8的那条记录加一个next-key锁的示意图如下 next-key锁的本质就是一个记录锁和一个gap锁的合体它既能保护该条记录又能阻止别的事务将新记录插入被保护记录前边的间隙。 begin; select * from student where id 8 and id 3 for update;插入意向锁Insert Intention Locks 我们说一个事务在插入一条记录时需要判断一下插入位置是不是被别的事务加了gap锁next-key锁也包含gap锁如果有的话插入操作需要等待直到拥有gap锁的那个事务提交。但是InnoDB规定事务在等待的时候也需要在内存中生成一个锁结构表明有事务想在某个间隙中插入新记录但是现在在等待。lnnoDB就把这种举型的锁命名为Insert Intention Locks官方的举型名称为LOCK_INSERT_INTENTION我们称为插入意向锁。插入意向锁是一种Gap锁不是意向锁在insert操作时产生。 插入意向锁是在插入一条记录行前由INSERT操作产生的一种间隙锁。该锁用以表示插入意向当多个事务在同一区间gap插入位置不同的多条数据时事务之间不需要互相等待。假设存在两条值分别为 4和7的记录两个不同的事务分别试图插入值为5和6的两条记录每个事务在获取插入行上独占的排他锁前都会获取47之间的间隙锁但是因为数据行之间并不冲突所以两个事务之间并不会产生冲突阻塞等待。总结来说插入意向锁的特性可以分成两部分: 插入意向锁是一种特殊的间隙锁 ——间隙锁可以锁定开区间内的部分记录插入意向锁之间互不排斥所以即使多个事务在同一区间插入多条记录只要记录本身 主键、唯一索引不冲突那么事务之间就不会出现冲突等待。 注意虽然插入意向锁中含有意向锁三个字但是它并不属于意向锁而属于间隙锁因为意向锁是表锁而插入意向锁是行锁。 比如把id值为8的那条记录加一个插入意向锁的示意图如下: 比如现在T1为id值为8的记录加了一个gap锁然后T2和T3分别想向student表中插入id值分别为4、5的两条记录所以现在为id值为8的记录加的锁的示意图就如下所示 从图中可以看到由于T1持有gap锁所以T2和T3需要生成一个插入意向锁的锁结构并且处于等待状态。当T1提交后会把它获取到的锁都释放掉这样T2和T3就能获取到对应的插入意向锁了本质上就是把插入意向锁对应锁结构的is_waiting属性改为falseT2和T3之间也并不会相互阻塞它们可以同时获取到id值为8的插入意向锁然后执行插入操作。事实上插入意向锁并不会阻止别的事务继续获取该记录上任何类型的锁。 页锁 页锁就是在页的粒度上进行锁定锁定的数据资源比行锁要多因为一个页中可以有多个行记录当我们使用页锁的时候会出现数据浪费的现象但这样的浪费最多也就是一个页上的数据行。页锁的开销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。 每个层级的锁数量是有限制的因为锁会占用内存空间锁空间的大小是有限的。当某个层级的锁数量超过了这个层级的阈值时就会进行锁升级。锁升级就是用更大粒度的锁替代多个更小粒度的锁比如InnoDB中行锁升级为表锁这样做的好处是占用的锁空间降低了但同时数据的并发度也下降了。 从对待锁的态度划分乐观锁、悲观锁 从对待锁的态度来看锁的话可以将锁分成乐观锁和悲观锁从名字中也可以看出这两种锁是两种看待数据并发的思维方式。需要注意的是乐观锁和悲观锁并不是锁而是锁的设计思想。 悲观锁Pessimistic Locking 悲观锁是一种思想顾名思义就是很悲观对数据被其他事务的修改持保守态度会通过数据库自身的锁机制来实现从而保证数据操作的排它性。 悲观锁总是假设最坏的情况每次去拿数据的时候都认为别人会修改所以每次在拿数据的时候都会上锁这样别人想拿这个数据就会阻塞直到它拿到锁共享资源每次只给一个线程使用其它线程阻塞用完后再把资源转让给其它线程。比如行锁表锁等读锁写锁等都是在做操作之前先上锁当其他线程想要访问数据时都需要阻塞挂起。Java中synchronized和ReentrantLock等独占锁就是悲观锁思想的实现。 秒杀案例1 商品秒杀过程中库存数量的减少避免出现超卖的情况。比如商品表中有一个字段为quantity表示当前该商品的库存量。假设商品为XXX手机id为1001quantity100个。如果不使用锁的情况下操作方法如下所示 #第1步查出商品库存 select quantity from items where id 1001; #第2步如果库存大于0则根据商品信息生产订单 insert into orders(item_id) values(1001); #第3步修改商品的库存num表示购买数量 update items set quantity quantity-num where id 1001;这样写的话在并发量小的公司没有大的问题但是如果在高并发环境下可能出现以下问题 线程A线程B1step1查询还有100部手机step1查询还有100部手机2step2生成订单3step2生成订单4Step3减库存15Step3减库存2 其中线程B此时已经下单并且减完库存这个时候线程A依然去执行step3就造成了超卖。 我们使用悲观锁可以解决这个问题商品信息从查询出来到修改中间有一个生成订单的过程使用悲观锁的原理就是当我们在查询items信息后就把当前的数据锁定直到我们修改完毕后再解锁。那么整个过程中因为数据被锁定了就不会出现有第三者来对其进行修改了。而这样做的前提是需要将要执行的SQL语句放在同一个事务中否则达不到锁定数据行的目的。 修改如下 #第1步查出商品库存 select quantity from items where id 1001 for update; #第2步如果库存大于0则根据商品信息生产订单 insert into orders(item_id) values(1001); #第3步修改商品的库存num表示购买数量 update items set quantity quantity-num where id 1001;select ... for update是MySQL中悲观锁。此时在items表中id为1001的那条数据就被我们锁定了其他的要执行select quantity from items where id 1001 for update;语句的事务必须等本次事务提交之后才能执行。这样我们可以保证当前的数据不会被其它事务修改。 注意当执行select quantity from items where id 1001 for update;语句之后如果在其他事务中执行select quantity from items where id 1001;语句并不会受第一个事务的影响仍然可以正常查询出数据。 注意select … for update语句执行过程中所有扫描的行都会被锁上因此在MySQL中用悲观锁必须确定使用了索引而不是全表扫描否则将会把整个表锁住。 悲观锁不适用的场景较多它存在一些不足因为悲观锁大多数情况下依靠数据库的锁机制来实现以保证程序的并发访问性同时这样对数据库性能开销影响也很大特别是长事务而言这样的开销往往无法承受这时就需要乐观锁。 乐观锁Optimistic Locking 乐观锁认为对同一数据的并发操作不会总发生属于小概率事件不用每次都对数据上锁但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据也就是不采用数据库自身的锁机制而是通过程序来实现。在程序上我们可以采用版本号机制或者CAS机制实现。乐观锁适用于多读的应用类型这样可以提高吞吐量。在Java中 java.util.concurrent.atomic包下的原子变量类就是使用了乐观锁的一种实现方式CAS实现的。 乐观锁的版本号机制 在表中设计一个版本字段 version第一次读的时候会获取 version 字段的取值。然后对数据进行更新或删除操作时会执行UPDATE ... SET versionversion1 WHERE versionversion。此时如果已经有事务对这条数据进行了更改修改就不会成功。 这种方式类似我们熟悉的 SVN、CVS 版本管理系统当我们修改了代码进行提交时首先会检查当前版本号与服务器上的版本号是否一致如果一致就可以直接提交如果不一致就需要更新服务器上的最新代码然后再进行提交。 乐观锁的时间戳机制 时间戳和版本号机制一样也是在更新提交的时候将当前数据的时间戳和更新之前取得的时间戳进行比较如果两者一致则更新成功否则就是版本冲突。 你能看到乐观锁就是程序员自己控制数据并发操作的权限基本是通过给数据行增加一个戳版本号或者时间戳从而证明当前拿到的数据是否最新。 秒杀案例2 依然使用上面秒杀的案例执行流程如下 #第1步查出商品库存 select quantity from items where id 1001; #第2步如果库存大于0则根据商品信息生产订单 insert into orders(item_id) values(1001); #第3步修改商品的库存num表示购买数量 update items set quantity quantity-num, version version1 where id 1001 and version #{version};注意如果数据表是读写分离的表当matser表中写人的数据没有及时同步到slave表中时会造成更新一直失败的问题此时需要强制读取master表中的数据即将select语句放到事务中即可这时候查询的就是master主库了。 如果我们对同一条数据进行频繁的修改的话那么就会出现这么一种场景每次修改都只有一个事务能更新成功在业务感知上面就有大量的失败操作。我们把代码修改如下 #第1步查出商品库存 select quantity from items where id 1001; #第2步如果库存大于0则根据商品信息生产订单 insert into orders(item_id) values(1001); #第3步修改商品的库存num表示购买数量 update items set quantity quantity-num where id 1001 and quantity-num 0;这样就会使每次修改都能成功而且不会出现超卖的现象。 两种锁的适用场景 从这两种锁的设计思想中我们总结一下乐观锁和悲观锁的适用场景 乐观锁适合读操作多的场景相对来说写的操作比较少。它的优点在于程序实现不存在死锁问题不过适用场景也会相对乐观因为它阻止不了除了程序以外的数据库操作。悲观锁适合写操作多的场景因为写的操作具有排它性。采用悲观锁的方式可以在数据库层面阻止其他事务对该数据的操作权限防止读 - 写和写 - 写的冲突。 我们把乐观锁和悲观锁总结如下图所示。 按加锁的方式划分显式锁、隐式锁 隐式锁 一个事务在执行INSERT操作时如果即将插入的间隙已经被其他事务加了gap锁那么本次INSERT操作会阻塞并且当前事务会在该间隙上加一个插入意向锁否则一般情况下INSERT操作是不加锁的。那如果一个事务首先插入了一条记录此时并没有在内存生产与该记录关联的锁结构然后另一个事务 立即使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句读取这条记录也就是要获取这条记录的S锁或者使用SELECT … FOR UPDATE 语句读取这条记录也就是要获取这条记录的 X锁怎么办 如果允许这种情况的发生那么可能产生脏读问题。 立即修改这条记录也就是要获取这条记录的 X锁怎么办 如果允许这种情况的发生那么可能产生脏写问题。 这时候我们前边提过的事务id又要起作用了。我们把聚簇索引和二级索引中的记录分开看一下。 情景一对于聚簇索引记录来说有一个trx_id隐藏列该隐藏列记录着最后改动该记录的事务id。那么如果在当前事务中新插入一条聚簇索引记录后该记录的trx_id隐藏列代表的的就是当前事务的事务id如果其他事务此时想对该记录添加S锁或者X锁时首先会看一下该记录的trx_id隐藏列代表的事务是否是当前的活跃事务如果是的话那么就帮助当前事务创建一个X锁也就是为当前事务创建一个锁结构is_waiting属性是 false然后自己进入等待状态也就是为自己也创建一个锁结构is_waiting属性是true 。情景二对于二级索引记录来说本身并没有trx_id隐藏列但是在二级索引页面的 Page Header部分有个PAGE_MAX_TRX_ID属性该属性代表对该页面做改动的最大的事务id如果PAGE_MAX_TRX_ID属性值小于当前最小的活跃事务id那么说明对该页面做修改的事务都已经提交了否则就需要在页面中定位到对应的二级索引记录然后回表找到它对应的聚簇索引记录然后再重复情景一的做法。 即一个事务对新插入的记录可以不显式的加锁生成一个锁结构但是由于事务id的存在相当于加了一个隐式锁。别的事务在对这条记录加S锁或者X锁 时由于隐式锁的存在会先帮助当前事务生成一个锁结构然后自己再生成一个锁结构后进入等待状态。隐式锁是一种延迟加锁的机制从而来减少加锁的数量。 隐式锁在实际内存对象中并不含有这个锁信息。只有当产生锁等待时隐式锁转化为显式锁。 lnnoDB 的insert操作对插入的记录不加锁但是此时如如果另一个线程进行当前读类似以下的用例session 2会锁等待 session 1那么这是如何实现的呢 session1 BEGIN; INSERT INTO student VALUES(34, 周八皮, 三班);session2 BEGIN; SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; #执行完当前事务被阻塞查看结果 SELECT * FROM performance_schema.data_lock_waits;隐式锁的逻辑过程如下 A. InnoDB的每条记录中都一个隐含的trx_id字段这个字段存在于聚簇索引的BTree中。 B. 在操作一条记录前首先根据记录中的trx_id检查该事务是否是活动的事务未提交或回滚。如果是活动的事务首先将隐式锁转换为显式锁就是为该事务添加一个锁。 C. 检查是否有锁冲突如果有冲突创建锁并设置为waiting状态。如果没有冲突不加锁跳到E. D. 等待加锁成功被唤醒或者超时。 E. 写数据并将自己的trx_id写入trx _id字段。 显式锁 通过特定的语句进行加锁我们一般称之为显示加锁例如 显示加共享锁: select ... lock in share mode;显示加排它锁 select ... for update;