一、定义
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，锁对数据库而已显得尤其重要，也更加复杂。
二、锁
2.1、读写锁
- 读锁
- 针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响
- 写锁
- 当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁
2.2、表锁
偏向MyISAM存储引擎，开销小，加锁快，无死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低
2.2.1、SQL
CREATE TABLE t_lock(
id INT NOT NULL PRIMARY KEY auto_increment,
name VARCHAR(20)
)engine myisam
2.2.2、查看表是否上锁
SHOW OPEN TABLES
2.2.3、手动给表加锁
给表加 读锁
LOCK TABLE t_lock read
image.png
2.2.4、释放锁
UNLOCK TABLES
image.png
2.2.5、锁表-读锁
2.2.5.1 查询被锁表
SELECT * FROM t_lock
1、读锁会话，可查读锁的表
2、其他会话，也可查读锁的表
2.2.5.2 更新被锁表
UPDATE t_lock SET NAME='a2' WHERE id=1
-
1、读锁会话，不可操作
image.png - 2、其他会话，阻塞
2.2.5.3 操作其它表
SELECT * FROM t_dept
-
1、读锁会话，不可操作其它表
image.png -
2、其他会话，可操作其它表
read锁.png
2.2.6、锁表-写锁
LOCK TABLE t_lock WRITE
2.2.6.1 查询被锁表
SELECT * FROM t_lock
- 1、写锁会话，一直等待
- 2、其他会话，一直等待
2.2.7、小结
MyISAM在执行查询语句（SELECT）前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行增删改操作前，会自动给涉及的表加写锁
- MySQL的表级锁有两种模式：
- 表共享读锁（Table Read Lock）
-
表独占写锁（Table Write Lock）
image.png
- 对MyISAM表的读操作（加读锁），不会阻塞其他进程对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求。只有当读锁释放后，才会执行其它进程的写操作
- 对MyISAM表的写操作（加写锁），会阻塞其它进程对同一表的读和写操作，只有当写锁释放后，才会执行其他进程的读写操作
- 简而言之，就是读锁会阻塞写，但是不会阻塞读
- 写锁会把读和写都阻塞
2.2.8、查看表锁定
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
- Table_locks_waited：出现表级锁定争用而发生等待的次数（不能立即获取锁的次数，每等待一次锁值加1），此值高则说明存在着较严重的表级锁争用情况
- Table_locks_immediate：产生表级锁定的次数，表示可以立即获取锁的查询次数，每立即获取值加1
- MyISAM的读写锁调度是写优先，这也是MyISAM不适合做写为主表的引擎。因为写锁后，其他线程不能做任何操作，大量的更新会使查询很难得到锁，从而造成永远阻塞
SHOW STATUS LIKE 'table%'
image.png
2.3、行锁
偏向InnoDB存储引擎，开销大，加锁慢；会出现死锁，锁定粒度最小，发送锁冲突的概率最低，并发度也最高
2.3.1、InnoDB优势
- 支持事务
- 行锁
2.3.2、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，以及保持数据的完整性；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狗保持
2.3.3、并发处理带来的问题
-
更新丢失（Lost Update）
- 当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题——最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新
-
脏读（Dirty Reads）
- 一个事务正在对一条记录做修改，这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致的状态；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”
- 事务A读取到了事务B已经修改但尚未提交的数据，还在这个数据基础上做了操作。此时，如果B事务回滚，A读取的数据无效，不符合一致性原则
-
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”
- 事务A读取到了事务B已经提交的修改数据，不符合理性
-
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”
- 事务A读取事务B提交的新增数据，不符合隔离性
-
小结
小结.png
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
2.2.4、行锁测试
2.2.4.1、测试SQL
CREATE TABLE t_innodb_lock(
a INT(11),
b VARCHAR(16)
)ENGINE=INNODB
2.2.4.2、创建索引
CREATE INDEX idx_innodb_a ON t_innodb_lock(a)
CREATE INDEX idx_innodb_b ON t_innodb_lock(b)
2.2.4.3、取消自动提交
SET autocommit=0;
2.2.4.4、update执行同一行
- 会话1执行一下更新命令
UPDATE t_innodb_lock SET b='b1' WHERE a = 1
- 会话2执行一下更新命令，造成阻塞
UPDATE t_innodb_lock SET b='b2' WHERE a = 1
- 会话1执行COMMIT
COMMIT
- 会话2会立刻执行
UPDATE t_innodb_lock SET b='b2' WHERE a = 1
SELECT * FROM t_innodb_lock
会话2更新成功.png
- 小结：在操作同一行的时候，会造成阻塞
2.2.4.5、update执行不同行
- 会话1执行
UPDATE t_innodb_lock SET b='1b' WHERE a = 1
- 执行查询修改
SELECT * FROM t_innodb_lock
image.png
- 会话2执行
UPDATE t_innodb_lock SET b='bb' WHERE a = 9
SELECT * FROM t_innodb_lock
image.png
- 只有会话1和会话2同时执行
COMMIT
- 小结：操作不同行的时候不存在阻塞
2.2.4.6、索引使用不当行锁变成表锁
-
初始表
image.png - 会话1执行
UPDATE t_innodb_lock SET a=41 WHERE b = 4000
image.png
- 会话2执行
UPDATE t_innodb_lock SET b='9001' WHERE a = 9
- 发现阻塞现象，现在表现出表锁的特性
- 因为在会话1中，b索引时字符串，但是传入的是4000，造成了索引b自动类型转换，从而造成了行锁变成了表锁
2.2.4.7、间隙锁
- 间隙锁概念
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基类的索引项加锁；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） - 间隙锁危害
因为Query执行过程中通过范围查找的话，他会锁定整个范围内所有的索引键值，即使这个键值并不存在。间隙锁有一个比较致命的弱点，就是当锁定一个范围键值之后，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据。 - 例如
- 会话1执行
UPDATE t_innodb_lock SET b='RANGE' WHERE a > 1 AND a < 5
SELECT * FROM t_innodb_lock
image.png
- 会话2执行
INSERT INTO t_innodb_lock VALUES(2, '2000')
-
一直在阻塞，当会话2提交COMMIT，阻塞立即执行
image.png
小结
InnoDB存储引擎由于实现了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面所带来的性能损耗可能比表级锁定会要更高一些，但是在整体并发处理能力方面要远远由于MyISAM的表级锁定。当系统并发量较高的时候，InnoDB的整体性能和MyISAM相比就会有比较明显的优势了。当是，InnoDB的行级锁定同样也有其脆弱的一面，当我们使用不当的时候，可能会让InnoDB的整体表现不仅不能比MyISAM高，甚至可能会更差
分析行锁定
通过检查 InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况
SHOW STATUS LIKE 'innodb_row_lock%'
image.png
- Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量
- Innodb_row_lock_time：从系统启动到现在锁定总时间长度
- Innodb_row_lock_time_avg：每次等待所花平均时间
- Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间
- Innodb_row_lock_waits：系统启动后到现在总共等待的次数
原则
- 尽可能让所有数据检索都通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁
- 合理设计索引，尽量缩小锁的范围
- 尽可能较少检索条件，避免间隙锁
- 尽量控制事务大小，减少锁定资源量和时间长度
- 尽可能低级别事务隔离
