本章我们着重讨论MySQL锁机制的特点，常见的锁问题，以及解决MySQL锁问题的一些方法或建议。
一、MySQL锁概述
相对其他数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。比如，MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁(table-level locking)；BDB存储引擎采用的是页面锁(page-level locking)，但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁(row-level locking)，也支持表级锁，但默认情况下是采用行级锁。
MySQL这3种锁的特性可大致归纳如下。
开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能
l表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高,并发度最低。
l行级锁：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低,并发度也最高。
l页面锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般。
从上述特点可见，很难笼统地说哪种锁更好，只能就具体应用的特点来说哪种锁更合适！仅从锁的角度来说：表级锁更适合于以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用，如Web应用；而行级锁则更适合于有大量按索引条件并发更新少量不同数据，同时又有并发查询的应用，如一些在线事务处理(OLTP)系统。这一点在本书的“开发篇”介绍表类型的选择时，也曾提到过。下面几节我们重点介绍MySQL表锁和 InnoDB行锁的问题，由于BDB已经被InnoDB取代，即将成为历史，在此就不做进一步的讨论了。
二、MyISAM表锁
MyISAM存储引擎只支持表锁。后来慢慢出现了支持页锁的BDB存储引擎和支持行锁的InnoDB存储引擎。但是MyISAM的表锁依然是使用最为广泛的锁类型。本节将详细介绍MyISAM表锁的使用。
2.1查询表级锁争用情况
可以通过检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量来分析系统上的表锁定争夺：
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的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用情况。
2.2MySQL表级锁的锁模式
MySQL的表级锁有两种模式：表共享读锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table Write Lock)。锁模式的兼容性如表20-1所示。
可见，对MyISAM表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；对 MyISAM表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；MyISAM表的读操作与写操作之间，以及写操作之间是串行的！根据如表20-2所示的例子可以知道，当一个线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁的线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。
2.3如何加表锁
前言：MyISAM在执行查询语句(SELECT)前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作(UPDATE、DELETE、INSERT等)前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要用户干预，因此，用户一般不需要直接用LOCK
TABLE命令给MyISAM表显式加锁。在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并非必须如此。
例子：给MyISAM表显示加锁，一般是为了在一定程度模拟事务操作，实现对某一时间点多个表的一致性读取。例如，有一个订单表orders，其中记录有各订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail，其中记录有各订单每一产品的金额小计
subtotal，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符，可能就需要执行如下两条SQL：
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
这时，如果不先给两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句执行过程中，order_detail表可能已经发生了改变。因此，正确的方法应该是：
Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;
说明：要特别说明以下两点内容。
¡ 上面的例子在LOCK TABLES时加了“local”选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾并发插入记录，有关MyISAM表的并发插入问题，在后面的章节中还会进一步介绍。
¡在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及到表的锁，并且MySQL不支持锁升级。也就是说，在执行LOCK
TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实，在自动加锁的情况下也基本如此，MyISAM总是一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁(Deadlock
Free)的原因。
在如表20-3所示的例子中，一个session使用LOCK TABLE命令给表film_text加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录，但更新或访问其他表都会提示错误；同时，另外一个session可以查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。
表20-3 MyISAM存储引擎的读阻塞写例子
session_1
session_2
获得表film_text的READ锁定
mysql> lock table film_text read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
当前session可以查询该表记录
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也可以查询该表的记录
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)
当前session不能查询没有锁定的表
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可以查询或者更新未锁定的表
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
当前session中插入或者更新锁定的表都会提示错误：
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更新锁定表会等待获得锁：
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
等待
释放锁
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
Session获得锁，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
当使用LOCK TABLES时，不仅需要一次锁定用到的所有表，而且，同一个表在SQL语句中出现多少次，就要通过与SQL语句中相同的别名锁定多少次，否则也会出错！举例说明如下。
(1)对actor表获得读锁：
mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
(2)但是通过别名访问会提示错误：
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)需要对别名分别锁定：
mysql> lock table actor as a read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
(4)按照别名的查询可以正确执行：
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并发插入(Concurrent Inserts)
上文提到过MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言的。在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。
MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
l 当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
l 当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞(即表的中间没有被删除的行)，MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
l 当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。
在如表20-4所示的例子中，session_1获得了一个表的READ LOCAL锁，该线程可以对表进行查询操作，但不能对表进行更新操作；其他的线程(session_2)，虽然不能对表进行删除和更新操作，但却可以对该表进行并发插入操作，这里假设该表中间不存在空洞。
表20-4 MyISAM存储引擎的读写(INSERT)并发例子
session_1
session_2
获得表film_text的READ LOCAL锁定
mysql> lock table film_text read local;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
当前session不能对锁定表进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可以进行插入操作，但是更新会等待：
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
当前session不能访问其他session插入的记录：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002;
Empty set (0.00 sec)
释放锁：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
等待
当前session解锁后可以获得其他session插入的记录：
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获得锁，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存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入的锁争用。例如，将concurrent_insert系统变量设为2，总是允许并发插入；同时，通过定期在系统空闲时段执行 OPTIMIZE TABLE语句来整理空间碎片，收回因删除记录而产生的中间空洞。有关OPTIMIZE TABLE语句的详细介绍，可以参见第18章中“两个简单实用的优化方法”一节的内容。
2.5MyISAM的锁调度
前面讲过，MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作是串行的。那么，一个进程请求某个 MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？答案是写进程先获得锁。
不仅如此，即使读请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读锁请求之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求要重要。这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因，因为，大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能永远阻塞。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM
的调度行为。
----通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
----通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
----通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用(如用户登录系统)中，读锁等待严重的问题。
另外，MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突，即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值，当一个表的读锁达到这个值后，MySQL就暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会。
上面已经讨论了写优先调度机制带来的问题和解决办法。这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此，应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题，因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。
三、InnoDB锁问题
InnoDB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。行级锁与表级锁本来就有许多不同之处，另外，事务的引入也带来了一些新问题。下面我们先介绍一点背景知识，然后详细讨论InnoDB的锁问题。
3.1背景知识
3.1.1．事务(Transaction)及其ACID属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4个属性，通常简称为事务的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，要么全都执行，要么全都不执行。
-----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，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
银行转帐就是事务的一个典型例子。转账中的一致性就是要总的钱数量不能变，前后一致。
3.1.2并发事务处理带来的问题
相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况。
l 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，就会发生丢失更新问题－－最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题。
l 脏读(Dirty Reads)：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。这种现象被形象地叫做"脏读"。
l 不可重复读(Non-Repeatable Reads)：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，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
l 幻读(Phantom Reads)：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，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”。
3.1.3．事务隔离级别
在上面讲到的并发事务处理带来的问题中，
“更新丢失”通常是应该完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。
“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的事务隔离机制来解决。
数据库实现事务隔离的方式，基本上可分为以下两种。
------一种是在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。
------另一种是不用加任何锁，通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照(Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别(语句级或事务级)的一致性读取。从用户的角度来看，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本，因此，这种技术叫做数据多版本并发控制(MultiVersion
Concurrency Control，简称MVCC或MCC)，也经常称为多版本数据库。
数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上 “串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别，每个级别的隔离程度不同，允许出现的副作用也不同，应用可以根据自己的业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡 “隔离”与“并发”的矛盾。表20-5很好地概括了这4个隔离级别的特性。
表20-5 4种隔离级别比较
读数据一致性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(Read uncommitted)
最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据
是
是
是
已提交度(Read committed)
语句级
否
是
是
可重复读(Repeatable read)
事务级
否
否
是
可序列化(Serializable)
最高级别，事务级
否
否
否
最后要说明的是：各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准隔离级别，另外还提供自己定义的Read
only隔离级别；SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个隔离级别外，还支持一个叫做“快照”的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL 支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读，但某些情况下又不是，这些内容在后面的章节中将会做进一步介绍。
3.2获取InnoDB行锁争用情况
可以通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况：
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)
如果发现锁争用比较严重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高，
还可以通过设置InnoDB Monitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等，并分析锁争用的原因。
3.3InnoDB的行锁模式及加锁方法
InnoDB实现了行级锁，如下
-----共享锁(S)：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
-----排他锁(X)：允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。
InnoDB还实现了表级锁---意向锁
意向锁是一种表级锁，锁的粒度是整张表。分为意向共享锁(IS)和意向排他锁(IX)。
那么意向锁是从何而来的呢？
因为表锁覆盖了行锁的数据，所以表锁和行锁也会产成冲突。例如：
A、事务1：BEGIN
B、事务1给T1加上了X锁，修改表表结构(如alter table
C、事务2：BEGIN
D、事务2对T1的一行加S锁或者X锁(事务2会被阻塞，等待事务1释放锁，它才能加锁成功)
事务1要操作整张表，故锁住了整张表。那么事务2就不能对该表的单条记录或者元组加X锁或者S锁，去读取或者修改记录。
为了方便地检测表级锁和行级锁之间的冲突，于是引入了意向锁。
采用了意向锁之后，上述的例子就变成：
A：事务1：BEGIN
B：事务1给T1加X锁，修改表结构
C：事务2：BEGIN
D：事务2给T1加上IX锁(事务被阻塞，等待加锁成功)
E：事务2给T1加上S锁或者X锁，成功
意向锁为了方便检测表级锁和行级锁之间的冲突，故在给一行记录加锁前，首先给该表加意向锁。也就是同时加意向锁和行级锁。
上述锁模式的兼容情况具体如表20-6所示。
表20-6
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。
意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预。对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；
事务可以通过以下语句显式给记录集加共享锁或排他锁。
¡ 共享锁(S)：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。
¡ 排他锁(X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。
用SELECT ... IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT... FOR UPDATE方式获得排他锁。
在如表20-7所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加锁后再更新记录，看看会出现什么情况，其中actor表的actor_id字段为主键。
表20-7 InnoDB存储引擎的共享锁例子
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)
当前session对actor_id=178的记录加share mode 的共享锁：
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仍然可以查询记录，并也可以对该记录加share mode的共享锁：
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)
当前session对锁定的记录进行更新操作，等待锁：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
等待
其他session也对该记录进行更新操作，则会导致死锁退出：
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
获得锁后，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行锁实现方式
InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！
下面通过一些实际例子来加以说明。
(1)在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。
在如表20 -9所示的例子中，看起来session_1只给一行加了排他锁，但session_2在请求其他行的排他锁时，却出现了锁等待！原因就是在没有索引的情况下，InnoDB只能使用表锁。当我们给其增加一个索引后，InnoDB就只锁定了符合条件的行，如表20-10所示。
(2)由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果是使用相同的索引键，是会出现锁冲突的。应用设计的时候要注意这一点。
(3)当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。
在如表20-12所示的例子中，表tab_with_index的id字段有主键索引，name字段有普通索引：
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存储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的索引访问记录，因为记录没有被索引，所以可以获得锁：
mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update;
+------+------+
| id | name |
+------+------+
| 2 | 2 |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
由于访问的记录已经被session_1锁定，所以等待获得锁。：
mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update;
(4)即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果MySQL认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。因此，在分析锁冲突时，别忘了检查SQL的执行计划，以确认是否真正使用了索引。
3.5 间隙锁(Next-Key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，这种锁机制就是所谓的间隙锁(Next-Key锁)。
举例来说，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是 1,2,...,100,101，下面的SQL：
Select * from emp where empid > 100 for update;
是一个范围条件的检索，InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁，也会对empid大于101(这些记录并不存在)的“间隙”加锁。
InnoDB使用间隙锁的目的，一方面是为了防止幻读，以满足相关隔离级别的要求，对于上面的例子，要是不使用间隙锁，如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事务如果再次执行上述语句，就会发生幻读；另外一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。
还要特别说明的是，InnoDB除了通过范围条件加锁时使用间隙锁外，如果使用相等条件请求给一个不存在的记录加锁，InnoDB也会使用间隙锁！
3.6 恢复和复制的需要，对InnoDB锁机制的影响
MySQL通过 BINLOG(二进制日志) 去 记录 执行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新数据的SQL 语句，并由此实现MySQL数据库的恢复和主从复制。
MySQL的恢复机制(复制其实就是在Slave Mysql不断做基于BINLOG的恢复)有以下特点。
一是MySQL的恢复是SQL语句级的，也就是重新执行BINLOG中的SQL语句。这与Oracle数据库不同，Oracle是基于数据库文件块的。
二是MySQL的Binlog是按照事务提交的先后顺序记录的，恢复也是按这个顺序进行的。这点也与Oralce不同，Oracle是按照系统更新号(System Change Number，SCN)来恢复数据的，每个事务开始时，Oracle都会分配一个全局唯一的SCN，SCN的顺序与事务开始的时间顺序是一致的。
从上面两点可知，MySQL的恢复机制要求：在一个事务未提交前，其他并发事务不能插入满足其锁定条件的任何记录，也就是不允许出现幻读，这已经超过了ISO/ANSI SQL92“可重复读”隔离级别的要求，实际上是要求事务要串行化。这也是许多情况下，InnoDB要用到间隙锁的原因，比如在用范围条件更新记录时，无论在Read Commited或是Repeatable Read隔离级别下，InnoDB都要使用间隙锁，但这并不是隔离级别要求的，有关InnoDB在不同隔离级别下加锁的差异在下一小节还会介绍。
另外，对于“insert into target_tab select * from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...(CTAS)”这种SQL语句，用户并没有对source_tab做任何更新操作，但MySQL对这种SQL语句做了特别处理。先来看如表20-14的例子。
在上面的例子中，只是简单地读 source_tab表的数据，相当于执行一个普通的SELECT语句，用一致性读就可以了。ORACLE正是这么做的，它通过MVCC技术实现的多版本数据来实现一致性读，不需要给source_tab加任何锁。我们知道InnoDB也实现了多版本数据，对普通的SELECT一致性读，也不需要加任何锁；但这里InnoDB却给source_tab加了共享锁，并没有使用多版本数据一致性读技术！
MySQL为什么要这么做呢？其原因还是为了保证恢复和复制的正确性。因为不加锁的话，如果在上述语句执行过程中，其他事务对source_tab做了更新操作，就可能导致数据恢复的结果错误。
INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...语句，可能会阻止对源表的并发更新，造成对源表锁的等待。如果查询比较复杂的话，会造成严重的性能问题，我们在应用中应尽量避免使用。实际上，MySQL将这种SQL叫作不确定(non-deterministic)的SQL，不推荐使用。
3.7 InnoDB在不同隔离级别下的一致性读及锁的差异
前面讲过，锁和多版本数据是InnoDB实现一致性读和ISO/ANSI SQL92隔离级别的手段，因此，在不同的隔离级别下，InnoDB处理SQL时采用的一致性读策略和需要的锁是不同的。同时，数据恢复和复制机制的特点，也对一些SQL的一致性读策略和锁策略有很大影响。将这些特性归纳成如表20-16所示的内容，以便读者查阅。
表20-16 InnoDB存储引擎中不同SQL在不同隔离级别下锁比较
隔离级别
一致性读和锁
SQL
Read Uncommited
Read Commited
Repeatable Read
Serializable
SQL
条件
select
相等
None locks
Consisten read/None lock
Consisten read/None lock
Share locks
范围
None locks
Consisten read/None lock
Consisten read/None lock
Share Next-Key
update
相等
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
Exclusive locks
范围
exclusive next-key
exclusive next-key
exclusive next-key
exclusive next-key
Insert
N/A
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
replace
无键冲突
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
键冲突
exclusive next-key
exclusive next-key
exclusive next-key
exclusive next-key
delete
相等
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
范围
exclusive next-key
exclusive next-key
exclusive next-key
exclusive next-key
Select ... from ... Lock in share mode
相等
Share locks
Share locks
Share locks
Share locks
范围
Share locks
Share locks
Share Next-Key
Share Next-Key
Select * from ... For update
相等
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
exclusive locks
范围
exclusive locks
Share locks
exclusive next-key
exclusive next-key
Insert into ... Select ...
(指源表锁)
innodb_locks_unsafe_for_binlog=off
Share Next-Key
Share Next-Key
Share Next-Key
Share Next-Key
innodb_locks_unsafe_for_binlog=on
None locks
Consisten read/None lock
Consisten read/None lock
Share Next-Key
create table ... Select ...
(指源表锁)
innodb_locks_unsafe_for_binlog=off
Share Next-Key
Share Next-Key
Share Next-Key
Share Next-Key
innodb_locks_unsafe_for_binlog=on
None locks
Consisten read/None lock
Consisten read/None lock
Share Next-Key
从表20-16可以看出：对于许多SQL，隔离级别越高，InnoDB给记录集加的锁就越严格(尤其是使用范围条件的时候)，产生锁冲突的可能性也就越高，从而对并发性事务处理性能的影响也就越大。因此，我们在应用中，应该尽量使用较低的隔离级别，以减少锁争用的机率。实际上，通过优化事务逻辑，大部分应用使用Read Commited隔离级别就足够了。对于一些确实需要更高隔离级别的事务，可以通过在程序中执行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE
READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE动态改变隔离级别的方式满足需求。
3.8 什么时候使用表锁
对于InnoDB表，在绝大部分情况下都应该使用行级锁，因为事务和行锁往往是我们之所以选择InnoDB表的理由。但在个别特殊事务中，也可以考虑使用表级锁。
¡ 第一种情况是：事务需要更新大部分或全部数据，表又比较大，如果使用默认的行锁，不仅这个事务执行效率低，而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突，这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度。
¡ 第二种情况是：事务涉及多个表，比较复杂，很可能引起死锁，造成大量事务回滚。这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表，从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销。
当然，应用中这两种事务不能太多，否则，就应该考虑使用MyISAM表了。
在InnoDB下，使用表锁要注意以下两点。
(1)使用LOCK TABLES虽然可以给InnoDB加表级锁，但必须说明的是，表锁不是由InnoDB存储引擎层管理的，而是由其上一层──MySQL Server负责的，仅当autocommit=0、innodb_table_locks=1(默认设置)时，InnoDB层才能知道MySQL加的表锁，MySQL Server也才能感知InnoDB加的行锁，这种情况下，InnoDB才能自动识别涉及表级锁的死锁；否则，InnoDB将无法自动检测并处理这种死锁。有关死锁，下一小节还会继续讨论。
(2)在用 LOCK TABLES对InnoDB表加锁时要注意，要将AUTOCOMMIT设为0，否则MySQL不会给表加锁；事务结束前，不要用UNLOCK TABLES释放表锁，因为UNLOCK TABLES会隐含地提交事务；COMMIT或ROLLBACK并不能释放用LOCK TABLES加的表级锁，必须用UNLOCK TABLES释放表锁。正确的方式见如下语句：
例如，如果需要写表t1并从表t读，可以按如下做：
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and t2 here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;
3.9 关于死锁
上文讲过，MyISAM表锁是deadlock free的，这是因为MyISAM总是一次获得所需的全部锁，要么全部满足，要么等待，因此不会出现死锁。但在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步获得的，这就决定了在InnoDB中发生死锁是可能的。如表20-17所示的就是一个发生死锁的例子。
表20-17 InnoDB存储引擎中的死锁例子
session_1
session_2
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;
...
做一些其他处理...
mysql> set autocommit = 0;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from table_2 where id=1 for update;
...
select * from table_2 where id =1 for update;
因session_2已取得排他锁，等待
做一些其他处理...
mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;
死锁
在上面的例子中，两个事务都需要获得对方持有的排他锁才能继续完成事务，这种循环锁等待就是典型的死锁。
发生死锁后，InnoDB一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并回退，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及表锁的情况下，InnoDB并不能完全自动检测到死锁，这需要通过设置锁等待超时参数 innodb_lock_wait_timeout来解决。需要说明的是，这个参数并不是只用来解决死锁问题，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获得所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖跨数据库。我们通过设置合适的锁等待超时阈值，可以避免这种情况发生。
通常来说，死锁都是应用设计的问题，通过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小，以及访问数据库的SQL语句，绝大部分死锁都可以避免。下面就通过实例来介绍几种避免死锁的常用方法。
(1)在应用中，如果不同的程序会并发存取多个表，应尽量约定以相同的顺序来访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会。在下面的例子中，由于两个session访问两个表的顺序不同，发生死锁的机会就非常高！但如果以相同的顺序来访问，死锁就可以避免。
(2)在程序以批量方式处理数据的时候，如果事先对数据排序，保证每个线程按固定的顺序来处理记录，也可以大大降低出现死锁的可能。
(3)在事务中，如果要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不应先申请共享锁，更新时再申请排他锁，因为当用户申请排他锁时，其他事务可能又已经获得了相同记录的共享锁，从而造成锁冲突，甚至死锁。
(4)前面讲过，在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录情况下，两个线程都会加锁成功。程序发现记录尚不存在，就试图插入一条新记录，如果两个线程都这么做，就会出现死锁。这种情况下，将隔离级别改成READ COMMITTED，就可避免问题，
(5)当隔离级别为READ COMMITTED时，如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁！这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。
对于这种情况，可以直接做插入操作，然后再捕获主键重异常，或者在遇到主键重错误时，总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁，
尽管通过上面介绍的设计和SQL优化等措施，可以大大减少死锁，但死锁很难完全避免。因此，在程序设计中总是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。
如果出现死锁，可以用SHOW INNODB STATUS命令来确定最后一个死锁产生的原因。返回结果中包括死锁相关事务的详细信息，如引发死锁的SQL语句，事务已经获得的锁，正在等待什么锁，以及被回滚的事务等。据此可以分析死锁产生的原因和改进措施。下面是一段SHOW INNODB STATUS输出的样例：
mysql> show innodb status \G
…….
------------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
070710 14:05:16
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470078, ACTIVE 117 sec, process no 1468, OS thread id 1197328736 inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 5 lock struct(s), heap size 1216
MySQL thread id 7521657, query id 673468054 localhost root update
insert into country (country_id,country) values(110,'Test')
………
*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 0 117470079, ACTIVE 39 sec, process no 1468, OS thread id 1164048736 starting index read, thread declared inside InnoDB 500
mysql tables in use 1, locked 1
4 lock struct(s), heap size 1216, undo log entries 1
MySQL thread id 7521664, query id 673468058 localhost root statistics
select first_name,last_name from actor where actor_id = 1 for update
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
………
*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
………
*** WE ROLL BACK TRANSACTION (1)
……
