mysql的锁机制

第

章

锁

问

题

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。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。

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。Linux

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20.1 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。

 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。

 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。

 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。

20.2 MyISAM 表锁

MyISAM 存储引擎只支持表锁，这也是 MySQL 开始几个版本中唯一支持的锁类型。随着应

用对事务完整性和并发性要求的不断提高，MySQL 才开始开发基于事务的存储引擎，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（实际 InnoDB 是单独

的一个公司，现在已经被 Oracle 公司收购）。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。

20.2.1 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。

230Linux

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20.2.2 MySQL 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。

表 20-1

MySQL 中的表锁兼容性

请求锁模式

是否兼容

当前锁模式

None

读锁

写锁

读锁

是

否

写锁

是

否

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。

表 20-2

MyISAM 存储引擎的写阻塞读例子

session_1

session_2

获得表 film_text 的 WRITE 锁定

mysql> lock table film_text write;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

当前 session 对锁定表的查询、更新、插入操作都

可以执行：

mysql> select film_id,title from film_text

where film_id = 1001;

+---------+-------------+

| film_id | title |

+---------+-------------+

| 1001 | Update Test |

+---------+-------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into film_text (film_id,title)

values(1003,'Test');

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> update film_text set title = 'Test'

where film_id = 1001;

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

其他 session 对锁定表的查询被阻塞，需要等待锁被

释放：

mysql> select film_id,title from film_text where

film_id = 1001;

等待

释放锁：

mysql> unlock tables;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

等待Linux

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Session2 获得锁，查询返回：

mysql> select film_id,title from film_text where

film_id = 1001;

+---------+-------+

| film_id | title |

+---------+-------+

| 1001 | Test |

+---------+-------+

1 row in set (57.59 sec)

20.2.3 如何加表锁

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。

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;

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;Linux

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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Linux

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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;

+------------+-----------+------------+-----------+

+------------+-----------+------------+-----------+

+------------+-----------+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

20.2.4 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。

 当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。

 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。

 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_2Linux

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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。

20.2.5 MyISAM 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Linux

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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。

20.3 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。

20.3.1 背景知识

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。

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银行转帐就是事务的一个典型例子。

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。

 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。

 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"。

 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”。

 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．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，好象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。

237Linux

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238

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

已提交度（Read committed）

语句级

否

是

可重复读（Repeatable read）

事务级

否

是

可序列化（Serializable）

最高级别，事务级

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。

20.3.2 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。

具体方法如下：

mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;

Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)

然后就可以用下面的语句来进行查看：

mysql> Show innodb status\G;Linux

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*************************** 1. row ***************************

Type: InnoDB

Name:

Status:

…

------------

TRANSACTIONS

------------

Trx id counter 0 117472192

Purge done for trx's n:o < 0 117472190 undo n:o < 0 0

History list length 17

Total number of lock structs in row lock hash table 0

LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:

---TRANSACTION 0 117472185, not started, process no 11052, OS thread id 1158191456

MySQL thread id 200610, query id 291197 localhost root

---TRANSACTION 0 117472183, not started, process no 11052, OS thread id 1158723936

MySQL thread id 199285, query id 291199 localhost root

Show innodb status

…

监视器可以通过发出下列语句来停止查看：

mysql> DROP TABLE innodb_monitor;

Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)

设置监视器后，在 SHOW INNODB STATUS 的显示内容中，会有详细的当前锁等待的信息，

包括表名、锁类型、锁定记录的情况等，便于进行进一步的分析和问题的确定。打开监视器

以后，默认情况下每 15 秒会向日志中记录监控的内容，如果长时间打开会导致.err 文件变

得非常的巨大，所以用户在确认问题原因之后，要记得删除监控表以关闭监视器，或者通过

使用“--console”选项来启动服务器以关闭写日志文件。

20.3.3 InnoDB 的行锁模式及加锁方法

InnoDB 实现了以下两种类型的行锁。

 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。

另外，为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制，InnoDB 还有两种内部使用的意

向锁（Intention Locks），这两种意向锁都是表锁。

 意向共享锁（IS）：事务打算给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前

必须先取得该表的 IS 锁。

 意向排他锁（IX）：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前

必须先取得该表的 IX 锁。

上述锁模式的兼容情况具体如表 20-6 所示。

表 20-6

InnoDB 行锁模式兼容性列表Linux

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240

请求锁模式

是否兼容

当前锁模式

冲突

兼容

冲突

兼容

冲突

兼容

冲突

兼容

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

以通过以下语句显示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 = 178 lock in share

mode;

+----------+------------+-----------+

| actor_id | first_name | last_name |

+----------+------------+-----------+Linux

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241

| 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 = 178 lock 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

当使用SELECT...FOR UPDATE加锁后再更新记录，出现如表20-8所示的情况。

表20-8

InnoDB存储引擎的排他锁例子

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 for update

的共享锁：

mysql> select actor_id,first_name,last_name

from actor where actor_id = 178 for update;

+----------+------------+-----------+

| actor_id | first_name | last_name |

+----------+------------+-----------+

| 178 | LISA | MONROE |

+----------+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

其他 session 可以查询该记录，但是不能对该记录

加共享锁，会等待获得锁：

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> select actor_id,first_name,last_name

from actor where actor_id = 178 for update;

等待

当前 session 可以对锁定的记录进行更新操作，更新

后释放锁：

mysql> update actor set last_name = 'MONROE T'

where actor_id = 178;

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

其他 session 获得锁，得到其他 session 提交的记

录：

mysql> select actor_id,first_name,last_name

from actor where actor_id = 178 for update;

+----------+------------+-----------+

| actor_id | first_name | last_name |

+----------+------------+-----------+

| 178 | LISA | MONROE T |

+----------+------------+-----------+

1 row in set (9.59 sec)Linux

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243

20.3.4 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！

在实际应用中，要特别注意 InnoDB 行锁的这一特性，不然的话，可能导致大量的锁冲突，

从而影响并发性能。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，开始 tab_no_index 表没有索引：

mysql> create table tab_no_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;

Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)

mysql> insert into tab_no_index values(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4');

Query OK, 4 rows affected (0.00 sec)

Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

表 20-9

InnoDB 存储引擎的表在不使用索引时使用表锁例子

session_1

session_2

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from tab_no_index where id = 1 ;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 1 | 1 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from tab_no_index where id

= 2 ;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 2 | 2 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from tab_no_index where id = 1 for

update;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 1 | 1 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from tab_no_index where id

= 2 for update;

等待

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。

创建 tab_with_index 表，id 字段有普通索引：

mysql> create table tab_with_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;Linux

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244

Query OK, 0 rows affected (0.15 sec)

mysql> alter table tab_with_index add index id(id);

Query OK, 4 rows affected (0.24 sec)

Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

表 20-10

InnoDB 存储引擎的表在使用索引时使用行锁例子

session_1

session_2

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from tab_with_index where id =

1 ;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 1 | 1 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from tab_with_index where id

= 2 ;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 2 | 2 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from tab_with_index where id =

1 for update;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 1 | 1 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from tab_with_index where id

= 2 for update;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 2 | 2 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

（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。

在如表 20-11 所示的例子中，表 tab_with_index 的 id 字段有索引，name 字段没有索引：

mysql> alter table tab_with_index drop index name;

Query OK, 4 rows affected (0.22 sec)

Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

mysql> insert into tab_with_index values(1,'4');

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> select * from tab_with_index where id = 1;Linux

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245

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 1 | 1 |

| 1 | 4 |

+------+------+

2 rows in set (0.00 sec)

表 20-11

InnoDB 存储引擎使用相同索引键的阻塞例子

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 and name = '1' for update;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 1 | 1 |

+------+------+

1 row in set (0.00 sec)

虽然 session_2 访问的是和 session_1 不同的记

录，但是因为使用了相同的索引，所以需要等待锁：

mysql> select * from tab_with_index where id

= 1 and name = '4' for update;

等待

（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 |

+------+------+Linux

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246

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。关于 MySQL 在什么情况下不使

用索引的详细讨论，参见本章“索引问题”一节的介绍。

在下面的例子中，检索值的数据类型与索引字段不同，虽然 MySQL 能够进行数据类型

转换，但却不会使用索引，从而导致 InnoDB 使用表锁。通过用 explain 检查两条 SQL 的执

行计划，我们可以清楚地看到了这一点。

例子中 tab_with_index 表的 name 字段有索引，但是 name 字段是 varchar 类型的，如果

where 条件中不是和 varchar 类型进行比较，则会对 name 进行类型转换，而执行的全表扫

描。

mysql> alter table tab_no_index add index name(name);

Query OK, 4 rows affected (8.06 sec)

Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

mysql> explain select * from tab_with_index where name = 1 \G

*************************** 1. row ***************************

id: 1

select_type: SIMPLE

table: tab_with_index

type: ALL

possible_keys: name

key: NULL

key_len: NULL

ref: NULL

rows: 4

Extra: Using where

1 row in set (0.00 sec)Linux

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247

mysql> explain select * from tab_with_index where name = '1' \G

*************************** 1. row ***************************

id: 1

select_type: SIMPLE

table: tab_with_index

type: ref

possible_keys: name

key: name

key_len: 23

ref: const

rows: 1

Extra: Using where

1 row in set (0.00 sec)

20.3.5 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。

有关其恢复和复制对锁机制的影响，以及不同隔离级别下 InnoDB 使用间隙锁的情况，在后

续的章节中会做进一步介绍。

很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，InnoDB 这种加锁机制会阻塞符合条件范围内

键值的并发插入，这往往会造成严重的锁等待。因此，在实际应用开发中，尤其是并发插入

比较多的应用，我们要尽量优化业务逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据，避免使用范

围条件。

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！

在如表 20-13 所示的例子中，假如 emp 表中只有 101 条记录，其 empid 的值分别是

1,2,......,100,101。

表 20-13

InnoDB 存储引擎的间隙锁阻塞例子

session_1

session_2

mysql> select @@tx_isolation;

+-----------------+

| @@tx_isolation |

+-----------------+

| REPEATABLE-READ |

mysql> select @@tx_isolation;

+-----------------+

| @@tx_isolation |

+-----------------+

| REPEATABLE-READ |Linux

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248

+-----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

+-----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

当前 session 对不存在的记录加 for update 的锁：

mysql> select * from emp where empid = 102 for

update;

Empty set (0.00 sec)

这时，如果其他 session 插入 empid 为 201 的记录

（注意：这条记录并不存在），也会出现锁等待：

mysql>insert into emp(empid,...)

values(201,...);

阻塞等待

Session_1 执行 rollback：

mysql> rollback;

Query OK, 0 rows affected (13.04 sec)

由于其他 session_1 回退后释放了 Next-Key 锁，

当前 session 可以获得锁并成功插入记录：

mysql>insert into emp(empid,...)

values(201,...);

Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

20.3.6 恢复和复制的需要，对 InnoDB 锁机制的影响

MySQL 通过 BINLOG 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（可以参见本书“管理篇”的介绍）。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 20-14Linux

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249

的例子。

表 20-14

CTAS 操作给原表加锁例子

session_1

session_2

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from target_tab;

Empty set (0.00 sec)

mysql> select * from source_tab where name =

'1';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 1 | 1 |

| 5 | 1 | 1 |

| 6 | 1 | 1 |

| 7 | 1 | 1 |

| 8 | 1 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from target_tab;

Empty set (0.00 sec)

mysql> select * from source_tab where name = '1';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 1 | 1 |

| 5 | 1 | 1 |

| 6 | 1 | 1 |

| 7 | 1 | 1 |

| 8 | 1 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> insert into target_tab select d1,name

from source_tab where name = '1';

Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)

Records: 5 Duplicates: 0 Warnings: 0

mysql> update source_tab set name = '1' where name

= '8';

等待

commit;

返回结果

commit;

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。为了演示这一点，我们再重复一下前面的例子，不同的是在 session_1

执行事务前，先将系统变量 innodb_locks_unsafe_for_binlog 的值设置为“on”（其默认值

为 off），具体结果如表 20-15 所示。Linux

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250

表 20-15

CTAS 操作不给原表加锁带来的安全问题例子

session_1

session_2

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql>set innodb_locks_unsafe_for_binlog='on'

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from target_tab;

Empty set (0.00 sec)

mysql> select * from source_tab where name =

'1';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 1 | 1 |

| 5 | 1 | 1 |

| 6 | 1 | 1 |

| 7 | 1 | 1 |

| 8 | 1 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from target_tab;

Empty set (0.00 sec)

mysql> select * from source_tab where name = '1';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 1 | 1 |

| 5 | 1 | 1 |

| 6 | 1 | 1 |

| 7 | 1 | 1 |

| 8 | 1 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> insert into target_tab select d1,name

from source_tab where name = '1';

Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)

Records: 5 Duplicates: 0 Warnings: 0Linux

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251

session_1 未提交，可以对 session_1 的 select 的记录

进行更新操作。

mysql> update source_tab set name = '8' where name

= '1';

Query OK, 5 rows affected (0.00 sec)

Rows matched: 5 Changed: 5 Warnings: 0

mysql> select * from source_tab where name = '8';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 8 | 1 |

| 5 | 8 | 1 |

| 6 | 8 | 1 |

| 7 | 8 | 1 |

| 8 | 8 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

更新操作先提交

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)

插入操作后提交

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.07 sec)Linux

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252

此时查看数据， target_tab 中可以插入

source_tab 更新前的结果，这符合应用逻辑：

mysql> select * from source_tab where name =

'8';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 8 | 1 |

| 5 | 8 | 1 |

| 6 | 8 | 1 |

| 7 | 8 | 1 |

| 8 | 8 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from target_tab;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 4 | 1.00 |

| 5 | 1.00 |

| 6 | 1.00 |

| 7 | 1.00 |

| 8 | 1.00 |

+------+------+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from tt1 where name = '1';

Empty set (0.00 sec)

mysql> select * from source_tab where name = '8';

+----+------+----+

| d1 | name | d2 |

+----+------+----+

| 4 | 8 | 1 |

| 5 | 8 | 1 |

| 6 | 8 | 1 |

| 7 | 8 | 1 |

| 8 | 8 | 1 |

+----+------+----+

5 rows in set (0.00 sec)

mysql> select * from target_tab;

+------+------+

| id | name |

+------+------+

| 4 | 1.00 |

| 5 | 1.00 |

| 6 | 1.00 |

| 7 | 1.00 |

| 8 | 1.00 |

+------+------+

5 rows in set (0.00 sec)

从上可见，设置系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值为“on”后，InnoDB不再

对source_tab加锁，结果也符合应用逻辑，但是如果分析BINLOG的内容：

......

SET TIMESTAMP=1169175130;

BEGIN;

# at 274

#070119 10:51:57 server id 1 end_log_pos 105 Query thread_id=1 exec_time=0

error_code=0

SET TIMESTAMP=1169175117;

update source_tab set name = '8' where name = '1';

# at 379

#070119 10:52:10 server id 1 end_log_pos 406 Xid = 5

COMMIT;

# at 406

#070119 10:52:14 server id 1 end_log_pos 474 Query thread_id=2 exec_time=0

error_code=0

SET TIMESTAMP=1169175134;

BEGIN;Linux

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253

# at 474

#070119 10:51:29 server id 1 end_log_pos 119 Query thread_id=2 exec_time=0

error_code=0

SET TIMESTAMP=1169175089;

insert into target_tab select d1,name from source_tab where name = '1';

# at 593

#070119 10:52:14 server id 1 end_log_pos 620 Xid = 7

COMMIT;

......

可以发现，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用这个BINLOG

进行数据库恢复，恢复的结果与实际的应用逻辑不符；如果进行复制，就会导致主从数据库

不一致！

通过上面的例子，我们就不难理解为什么 MySQL 在处理“Insert into target_tab select *

from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...”

时要给 source_tab 加锁，而不是使用对并发影响最小的多版本数据来实现一致性读。还要特

别说明的是，如果上述语句的 SELECT 是范围条件，InnoDB 还会给源表加间隙锁（Next-Lock）。

因此，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。

如果应用中一定要用这种 SQL 来实现业务逻辑，又不希望对源表的并发更新产生影响，

可以采取以下两种措施：

 一是采取上面示例中的做法，将 innodb_locks_unsafe_for_binlog 的值设置为“on”，

强制 MySQL 使用多版本数据一致性读。但付出的代价是可能无法用 binlog 正确地恢复或复

制数据，因此，不推荐使用这种方式。

 二是通过使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“load data infile ...”语句组

合来间接实现，采用这种方式 MySQL 不会给 source_tab 加锁。

20.3.7 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

Uncom

mited

Read

Commit

Repeata

ble Read

Serializa

ble

SQL

条件

select

相等

None locks

Consisten

read/None

lock

Consisten

read/None lock

Share locksLinux

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254

范围

None locks

Consisten

read/None

lock

Consisten

read/None lock

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

replace

无键冲突

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

范围

exclusive

next-key

exclusive

next-key

exclusive

next-key

exclusive

next-key

Select ...

from ... Lock

in share mode

相等

Share locks

范围

Share locks

Next-Key

Select *

from ... For

update

相等

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_bi

nlog=off

Next-Key

innodb_locks_

unsafe_for_bi

nlog=on

None locks

Consisten

read/None

lock

Consisten

read/None lock

Next-Key

create table ...

Select ...

（指源表锁）

innodb_locks_

unsafe_for_bi

nlog=off

Next-Key

innodb_locks_

unsafe_for_bi

nlog=on

None locks

Consisten

read/None

lock

Consisten

read/None lock

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。Linux

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255

20.3.8 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;

20.3.9 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。

InnoDB 存储引擎中的死锁例子

session_1

session_2Linux

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256

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。

表 20-18

InnoDB 存储引擎中表顺序造成的死锁例子

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 first_name,last_name from actor

where actor_id = 1 for update;

+------------+-----------+

| first_name | last_name |

+------------+-----------+

| PENELOPE | GUINESS |

+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into country

(country_id,country) values(110,'Test');

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> insert into country Linux

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257

(country_id,country) values(110,'Test');

等待

mysql> select first_name,last_name from actor

where actor_id = 1 for update;

+------------+-----------+

| first_name | last_name |

+------------+-----------+

| PENELOPE | GUINESS |

+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into country

(country_id,country) values(110,'Test');

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying

to get lock; try restarting transaction

（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。

表 20-19

InnoDB 存储引擎中表数据操作顺序不一致造成的死锁例子

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 first_name,last_name from actor

where actor_id = 1 for update;

+------------+-----------+

| first_name | last_name |

+------------+-----------+

| PENELOPE | GUINESS |

+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> select first_name,last_name from actor

where actor_id = 3 for update;

+------------+-----------+

| first_name | last_name |

+------------+-----------+

| ED | CHASE |

+------------+-----------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> select first_name,last_name from actor

where actor_id = 3 for update;

等待

mysql> select first_name,last_name from actor

where actor_id = 1 for update;

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying

to get lock; try restarting transactionLinux

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258

mysql> select first_name,last_name from actor

where actor_id = 3 for update;

+------------+-----------+

| first_name | last_name |

+------------+-----------+

| ED | CHASE |

+------------+-----------+

1 row in set (4.71 sec)

（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。具体演示可参见 20.3.3 小节中的例子。

（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，如表 20-20 所示。

表 20-20

InnoDB 存储引擎中隔离级别引起的死锁例子 1

session_1

session_2

mysql> select @@tx_isolation;

+-----------------+

| @@tx_isolation |

+-----------------+

| REPEATABLE-READ |

+-----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select @@tx_isolation;

+-----------------+

| @@tx_isolation |

+-----------------+

| REPEATABLE-READ |

+-----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

当前 session 对不存在的记录加 for update 的锁：

mysql> select actor_id,first_name,last_name

from actor where actor_id = 201 for update;

Empty set (0.00 sec)

其他 session也可以对不存在的记录加 for update

的锁：

mysql> select actor_id,first_name,last_name

from actor where actor_id = 201 for update;

Empty set (0.00 sec)

因为其他 session 也对该记录加了锁，所以当前的插

入会等待：

mysql> insert into actor (actor_id , first_name ,

last_name) values(201,'Lisa','Tom');

等待

因为其他 session 已经对记录进行了更新，这时候Linux

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259

再插入记录就会提示死锁并退出：

mysql> insert into actor (actor_id,

first_name , last_name)

values(201,'Lisa','Tom');

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying

to get lock; try restarting transaction

由于其他 session 已经退出，当前 session 可以获得

锁并成功插入记录：

mysql> insert into actor (actor_id , first_name ,

last_name) values(201,'Lisa','Tom');

Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

（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，如表 20-21 所示。

表 20-21

InnoDB 存储引擎中隔离级别引起的死锁例子 2

session_1

session_2

session_3

mysql> select @@tx_isolation;

+----------------+

| @@tx_isolation |

+----------------+

| READ-COMMITTED |

+----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.01

sec)

mysql> select @@tx_isolation;

+----------------+

| @@tx_isolation |

+----------------+

| READ-COMMITTED |

+----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.01

sec)

mysql> select @@tx_isolation;

+----------------+

| @@tx_isolation |

+----------------+

| READ-COMMITTED |

+----------------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.01

sec)

Session_1获得 for update 的共享

锁：

mysql> select actor_id,

first_name,last_name from

actor where actor_id = 201 for

update;

Empty set (0.00 sec)

由于记录不存在，session_2 也可

以获得 for update 的共享锁：

mysql> select actor_id,

first_name,last_name from

actor where actor_id = 201 for

update;

Empty set (0.00 sec)

Session_1 可以成功插入记录：

mysql> insert into actor

(actor_id,first_name,last_nam

e) values(201,'Lisa','Tom');

Query OK, 1 row affected (0.00

sec)Linux

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260

Session_2 插入申请等待获得锁：

mysql> insert into actor

(actor_id,first_name,last_nam

e) values(201,'Lisa','Tom');

等待

Session_1 成功提交：

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.04

sec)

Session_2 获得锁，发现插入记录

主键重，这个时候抛出了异常，但

是并没有释放共享锁：

mysql> insert into actor

(actor_id,first_name,last_nam

e) values(201,'Lisa','Tom');

ERROR 1062 (23000): Duplicate

entry '201' for key 'PRIMARY'

Session_3 申请获得共享锁，因为

session_2 已经锁定该记录，所以

session_3 需要等待：

mysql> select actor_id,

first_name,last_name from

actor where actor_id = 201 for

update;

等待

这个时候，如果 session_2 直接对

记录进行更新操作，则会抛出死锁

的异常：

mysql> update actor set

last_name='Lan' where actor_id

= 201;

ERROR 1213 (40001): Deadlock

found when trying to get lock;

try restarting transaction

Session_2 释放锁后，session_3

获得锁：

mysql> select first_name,

last_name from actor where

actor_id = 201 for update;

+------------+-----------+

| first_name | last_name |

+------------+-----------+

| Lisa | Tom |

+------------+-----------+Linux

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1 row in set (31.12 sec)

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)

……

20.4 小结

本章重点介绍了 MySQL 中 MyISAM 表级锁和 InnoDB 行级锁的实现特点，并讨论了两种

存储引擎经常遇到的锁问题和解决办法。

对于 MyISAM 的表锁，主要讨论了以下几点：

261Linux

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262

（1）共享读锁（S）之间是兼容的，但共享读锁（S）与排他写锁（X）之间，以及排他

写锁（X）之间是互斥的，也就是说读和写是串行的。

（2）在一定条件下，MyISAM 允许查询和插入并发执行，我们可以利用这一点来解决

应用中对同一表查询和插入的锁争用问题。

（3）MyISAM 默认的锁调度机制是写优先，这并不一定适合所有应用，用户可以通过

设置 LOW_PRIORITY_UPDATES 参数，或在 INSERT、UPDATE、DELETE 语句中指定

LOW_PRIORITY 选项来调节读写锁的争用。

（4）由于表锁的锁定粒度大，读写之间又是串行的，因此，如果更新操作较多，MyISAM

表可能会出现严重的锁等待，可以考虑采用 InnoDB 表来减少锁冲突。

对于 InnoDB 表，本章主要讨论了以下几项内容。

 InnoDB 的行锁是基于锁引实现的，如果不通过索引访问数据，InnoDB 会使用表锁。

 介绍了 InnoDB 间隙锁（Next-key)机制，以及 InnoDB 使用间隙锁的原因。

 在不同的隔离级别下，InnoDB 的锁机制和一致性读策略不同。

 MySQL 的恢复和复制对 InnoDB 锁机制和一致性读策略也有较大影响。

 锁冲突甚至死锁很难完全避免。

在了解 InnoDB 锁特性后，用户可以通过设计和 SQL 调整等措施减少锁冲突和死锁，包

括：

 尽量使用较低的隔离级别；

 精心设计索引，并尽量使用索引访问数据，使加锁更精确，从而减少锁冲突的机会；

 选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的几率也更小；

 给记录集显示加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话，最好

直接申请排他锁，而不是先申请共享锁，修改时再请求排他锁，这样容易产生死锁；

 不同的程序访问一组表时，应尽量约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言，尽

可能以固定的顺序存取表中的行。这样可以大大减少死锁的机会；

 尽量用相等条件访问数据，这样可以避免间隙锁对并发插入的影响；

 不要申请超过实际需要的锁级别；除非必须，查询时不要显示加锁；

 对于一些特定的事务，可以使用表锁来提高处理速度或减少死锁的可能。

posted @ 2020-12-01 19:36 wq9 阅读(48) 评论(0) 编辑收藏举报

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mysql的锁机制

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