www.9159.com但默认情况下采用行级锁,latch/mutex 内

作者: www.9159.com  发布:2019-11-05

会话1

会话2

SET autocommit=0;

SELECT * FROM  city WHERE CityCode='001';

city_id      country_id        cityname CityCode

14     2       深圳         001

SET autocommit=0;

SELECT * FROM  city WHERE CityCode='002';

city_id      country_id        cityname CityCode

15     2       长沙         002

-- 加锁

SELECT cityname FROM  city WHERE CityCode='001' FOR UPDATE ;

cityname

深圳

 

 

-- 加锁

SELECT cityname FROM  city WHERE CityCode='002' FOR UPDATE ;

等待...

错误代码: 1205

Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

undo log 用来帮助事务回滚及MVCC(多版本并发控制 ,即select时可以使用行数据的快照,而不用等待锁资源)

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)

读锁不会堵塞其他用户对同一表的读请求,但会堵塞对同一表的写请求;写锁会堵塞其他用户对同一表的读和写操作;MyISAM 表的读和写操作之间,以及写操作之间都是串行

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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 会给复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 next-key 锁

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

innodb 除了通过范围条件加锁时使用 next-key 锁外,如果使用相等条件请求给一个不存在记录加锁,innodb 也会使用 next-key 锁

会话1

会话2

SET autocommit=0;

SELECT * FROM  city WHERE CityCode='001';

city_id      country_id        cityname CityCode

14     2       深圳         001

SET autocommit=0;

SELECT * FROM  city WHERE CityCode='002';

city_id      country_id        cityname CityCode

15     2       长沙         002

-- 加锁

SELECT cityname FROM  city WHERE CityCode='001' FOR UPDATE ;

cityname

深圳

 

 

-- 加锁

SELECT cityname FROM  city WHERE CityCode='002' FOR UPDATE ;

cityname

长沙

 

锁调度

如果一个进程请求某个表的读锁,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,写请求厚道,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更重要。这也是 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,从而可能永远堵塞。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 insetupdatedelete 语句的 low_priority 属性,降低该语句的优先级

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

    通过上面的案例 会话1只给一行加了排它锁, 但会话2在请求其它行的排他锁时,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。

 

并发插入(Concurrent Inserts)

MyISAM 表的读写是串行的,在一定条件下,它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

  • concurrent_insert 设置为 0 时,不允许并发插入
  • 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,里另一个进程从表尾插入记录,这也是 MySQL 的默认设置
  • 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

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  •  更新丢失
  •  innodb意向锁:
    • 表锁
    • 自动施加、自动释放
    • 为了揭示事务下一行将被请求的锁类型
  •  S锁:in share mode

  •  X锁:for update
  •  innodb行锁特点:
    • 只有条件走索引才能实现行锁
    • 索引上有重复值可能锁住多个记录
    • 查询有多个索引可以走,可以对不同索引加锁
  •  gap lock:间隙锁,消灭幻读

  •  死锁解决:数据库挑回滚代价较小的事务回滚;
  •  死锁预防:
    • 单表,更新条件排序
    • 避免跨表事务,缩短事务长度
  • www.9159.com但默认情况下采用行级锁,latch/mutex 内存底层锁。 锁升级:

    • 单独sql语句在单个对象的锁数量超过阙值
    • 锁资源占用的内存超过了激活内存的40%;
  •  innodb根据页进行加锁,并采用位图方式,定位到行的,所需资源较小

  • 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,并发速度最低。表级锁适合以查询为主,只有少量按索引条件更新数据的应用
  • 行级锁:开销大,加锁慢;锁定粒度小,发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。行级锁适合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

  1.  innodb 的表条件CityCode不使用索引时,使用的是表锁例子

死锁预防

获取 innoDB 行锁争用情况

检查 innodb_row_lock 状态变量来分析系统上行锁争夺情况

show status like 'innodb_row_lock';

如果发现争锁比较严重,如 innodb_row_lock_waitsinnodb_row_lock_time_avg 的值比较高,可以通过查询 information_schema 数据库中相关的表来查看锁情况

  Innodb 行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的。这一点与(oracle,sql server)不同后者是通过在数据块中对相应的数据行加锁。这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,特别要注意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。下面来实际演示说明:

如何缩短锁的时间?

查询表级锁争用情况

show status like 'table%';

检查 table_locks_waitedtable_locks_immediate 状态变量来分析系统上的表锁定争夺。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

-- 条件字段CityCode不走索引
EXPLAIN SELECT * FROM city WHERE CityCode='001'

     悲观锁开始就给所有记录加锁,一般等所有业务流程完成,才释放锁;因此会对并发性能有一定的影响;

如何加锁表

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)前,会自动给设计的表加写锁,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 表显示加锁

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

read local 的作用: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

在用 lock tables 给表显示加表锁时,必须同时取得所有涉及表的锁,并且 MySQL 不支持锁升级。也就是说,在执行 lock tables,只能访问显示加锁的这些表,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,不不能执行更行操作。在自动加锁的情况下也是如此,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

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

  2. innodb 的表条件CityCode使用索引时,使用的是行锁例子

计算机程序锁

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时我们选择 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,减少数据因事务回滚带来的开锁

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

  • 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=0innodb_table_locks=1(默认设置)时,innodb 层才知道 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 将无法自动检查并处理这种死锁
  • 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 会隐含的提交事务;commitrollback 并不能释放用 lock tables 加的表级锁,必须用 unlock tables 释放表锁

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MyISAM 和 MEMORY 存储引擎采用的是表级锁;InnoDB 存储引擎即支持行级锁,也支持表级锁,但默认情况下采用行级锁

-- 查询表中数据共二条
SELECT * FROM  city;

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背景知识

一.概述

 

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

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 updatedeleteinsert 语句,innodb 会自动给涉及的数据集加排他锁;对于普通的 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:select * from tablename where...lock in share mode;
  • 排他锁:select * from tablename where...for update;

select ...lock 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

-- 添加索引
ALTER TABLE city ADD INDEX ix_citycode(CityCode)
-- CityCode走索引
EXPLAIN SELECT * FROM city WHERE CityCode='001'

latch/mutex 内存底层锁;

关于死锁

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

假如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,甚至拖垮数据库。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

  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
  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

 b)  索引上有重复值,可能锁住多个记录 

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,基本上可以分为以下两种

  • 一种是在读取数据前,对其枷锁,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多版本并发控制(multiversion concurrent 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,付出的代价就越大,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

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

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
已提交读(read committed) 语句级
可重复读(repeatable read) 事务级
可序列化(serializable) 最高级别,事务级

锁等待时间:innodb_lock_wait_timeout

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

自增主键做条件更新,性能最好;

事务及其 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 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,数据都必须报之一致状态。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也都必须时正确的
  • 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
  • 由一句单独的sql语句在一个对象上持有的锁的数量超过了阈值,默认这个阈值为5000.值得注意的是,如果是不同对象,则不会发生锁升级。
  • 锁资源占用的内存超过了激活内存的40%时就会发生锁升级

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,如果没有索引,innodb 将通过隐藏的聚簇索引来记录加锁。innodb 行锁有 3 种情形

  • record lock:对索引项加锁
  • gap lock:对索引项之间的间隙,第一条记录前的间隙或最后一条记录后的间隙加锁
  • next-key lock:前两种的组合,对记录及前面的间隙加锁

innodb 这种行锁实现特点意味着如果不通过索引条件检索数据,那么 innodb 将对表中的所有记录加锁,实际效果跟表锁一样。在实际应用中,要特别注意 innodb 行锁的这一特性,否则可能导致大量的锁冲突,从而影响并发性能

  • 在不通过索引条件查询时,innodb 会锁定表中所有记录
  • 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
  • 当表有多个索引的时候,不同的食物可以使用不同的索引锁定不同的行,不论时使用主键索引,唯一索引或普通索引,innodb 都会使用行锁来对数据加锁
  • 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 也会对所有记录加锁。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

MyISAM 表锁

 

并发事务处理带来的问题

相对与串行处理来说,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
  • 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,这种现象被形象的叫做脏读
  • 不可重复读(non-repeatable table):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者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,这种现象就叫做幻读

3)在update时,加锁且判断,现在的amount和开始的amount是否为一个值,如果是,说明这期间amount为改变,则更新;如果amount值改了,则不更新,交给业务来判断该怎么做。

  • 控制对共享资源进行并发访问
  • 保护数据的完整性和一致性

innodb锁模式互斥

   自动:update,delete 前

如需要对页上的记录R进行X锁,那么分别需要对该记录所在的数据库,表,页,上意向锁IX,最后对记录R上X锁。

 

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www.9159.com 7.png)

 

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        --对同一表的操作根据加锁条件进行排序

www.9159.com 9.png)

innodb支持意向锁设计比较简练,其意向锁即为表级别的锁。设计目的主要是为了在一个事务中揭示下一行将被请求的锁类型。

 

 

 

 

例子:

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在修改数据上加写锁,当有锁时,A会等B更新提交完,才可以继续在B的基础上继续更新;

 

 

innodb锁模式与粒度

2)做业务流程

 

 

自动施加,自动释放,

 总结

 

 

原因:

死锁

innodb不存在锁升级的问题。因为其不是根据每个记录来产生行锁的,相反,其根据每个事务访问的每个页对锁进行管理的,采用的是位图的方式。因此不管一个事务锁住页中一个记录还是多个记录,其开销通常都是一致的。

  手动:select * from tb_test lock in share mode;

a) 只有,有条件走索引才能实现行级锁

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,

行锁升级成表锁:

 

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数据库加锁操作

mysql> select * from t2 where  b =9 for update ;

www.9159.com 13.png)

 

更新丢失

 

 

lock  主要是事务,数据库逻辑内容,事务过程

 

 

简单说innodb根据页进行加锁,并采用位图方式,定位到行的,所需资源较小。

 

 

        --拆分长事务



表锁:Myisam ,memory

 

读的隔离性由MVCC确保

  自动:insert前

mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|   20 |    2 |
|   24 |    4 |
|   27 |    5 |
|   27 |    6 |
|   27 |    8 |
|   30 |    6 |
|   31 |    4 |
|   32 |    9 |
+------+------+
8 rows in set (0.00 sec)

在A连接中给a=27 加锁(a 是有索引的)
mysql> select * from t2 where a=27 for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|   27 |    5 |
|   27 |    6 |
|   27 |    8 |
+------+------+
3 rows in set (0.00 sec)

 

在开始的时候不读取数据,等到要提交的时候读取并加锁提交;

 

 

     业务流程中的悲观锁(开始的时候,在所有记录加锁,直到最后释放;而乐观锁开始不加锁,只是在最后提交中看提交有没有成功,没成功返回给应用程序)

小心gap lock

 

解决办法:

mysql> show create table t2G;
*************************** 1. row ***************************
       Table: t2
Create Table: CREATE TABLE `t2` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1

mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
|    1 |    3 |
+------+------+

此时A连接 在b =2 时加 写锁;
mysql> select * from t2 where b =2 for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
+------+------+
而此时再B连接中再对b=3,加写锁时,失败;
mysql> select * from t2 where b=3 for update;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

 

B连接中则只能插入不在这个区间的数据;

innodb 行锁

     单表死锁可以根据批量更新表的更新条件排序

自增主键做条件更新,性能做好;


   手动:

这句对本意在b=9这行加索引,b又没有加索引,所以这是对整个表加锁;因为没有指定a =2,所以mysql找不到a这个索引的;

  • 意向锁总是自动先加,并且意向锁自动加自动释放
  • 意向锁提示数据库这个session将要在接下来将要施加何种锁
  • 意向锁和X/S 锁级别不同,除了阻塞全表级别的X/S锁外其他任何锁 

但是这种方法是有局限的,它会将a=24--29(30-1)中间的任何数都锁住,所以才叫间隙锁;

而innodb 通过间隙锁是的B连接中  insert into t2 values(27,3) 插入失败,来消灭幻读的出现。

 

 

     尽量缩短事务长度

通过索引项加锁实现

 

意向锁:

 

1)开始的时候读取要修改的数据,amount(金额)

  • 了解触发死锁的sql所在事务的上下文
  • 根据上下文语句加锁的范围来分析存在争用的记录
  • 通常改善死锁的主要方法:

 

select *  from tb_test   for update;

 

说明,表中没有索引时,innodb将对整个表加锁,而不能体现行锁的特性;

但是如果业务十分的繁忙,amount的值在不断改变,此时这个update 就不断的失败,整个事务就不断的失败,反而影响了 性能。那么该如何做呢?

线上环境中:

一般的select语句不加任何锁,也不会被任何事物锁阻塞

mysql>show global variables like "%wait%"

若其中任何一个部分导致等待,那么该操作需要等待粗粒度锁的完成。

 

B的更改还没有提交时,A已经再次修改了数据。

排查死锁:

gap lock消灭幻读



 

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 (0.00 sec)

死锁数据库自动解决

X锁

获取innodb行锁争用情况

 

即在B连接中 insert into t2 values(27,3),是可以插入成功的,而且B连接提交后,A连接是可以查看到增加的,27,3这一行的。

     可能冲突的跨表事务尽量避免并发

innodb的gap lock 间隙锁

S锁

事务锁粒度

     innodb消灭幻读仅仅为了确保 statement模式replicate的主从一致性

 

  • 共享锁(S)-读锁-行锁
  • 排他锁(X)-写锁-行锁
  • 意向共享锁(IS)-表级 :事务想要获得一张表中某几行的共享锁
  • 意向排他锁(IX)-表级:事务想要获得一张表中某几行的排他锁
  • 只有条件走索引才能实现行级锁                    a)
  • 索引上有重复值,可能锁住多个记录              b)
  • 查询有多个索引可以走,可以对不同索引加锁   c)
  • 是否对索引加锁实际上取决于Mysql执行计划

 

 

 

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行锁: innodb ,oracle

此时A使用原来的元数据作为基础更新后,B的更新便会丢失;

 

 

 

业务逻辑加锁

 


www.9159.com 15.png)

 

 

四种基本锁模式

 

 

这样仅是在update这个语句加锁,大大的缩短的锁的时间提高了并发性;

锁升级

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mysql> show create table t2G;
*************************** 1. row ***************************
       Table: t2
Create Table: CREATE TABLE `t2` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL,
  KEY `a` (`a`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
|    1 |    3 |
|    2 |    9 |
+------+------+

在A连接中,在a=1,b=2处加一个写锁;实际上 是在a=1这个索引上加的锁
mysql> select * from t2 where a=1 and b=2 for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)

在B连接中,在a=1 and b=3处加写锁失败,因都是a=1这个索引,而A中已经对a=1这个索引的行加过了锁;
mysql> select * from t2 where a =1 and b=3 for update;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

此时B连接是可以对 a=2 and b =9 这一行中,在a=2 这个索引上加锁的;
mysql> select * from t2 where a=2 and b =9 for update ;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    2 |    9 |
+------+------+
mysql> show create table t2G;
*************************** 1. row ***************************
       Table: t2
Create Table: CREATE TABLE `t2` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL,
  KEY `a` (`a`),
  KEY `b` (`b`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1
mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
|    1 |    3 |
|    2 |    9 |
+------+------+
在A连接中对 a=1 and b=2 加锁;
mysql> select * from t2 where a =1 and b =2  for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
+------+------+

此时B连接中对a =1 and b=3 ,也是可以加锁的;这是因为mysql 可以从a=1这个索引来加锁,也可以对b=3加锁;
所以就与上面b)中只能对a=1索引来加锁 区别开来;

mysql> select * from t2 where a =1 and b =3  for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    3 |
+------+------+

页锁:sql server

www.9159.com 17.png)

 

 

 

     数据库挑选冲突事务中回滚代价较小的事务回滚

意向锁,简单来说就是:

 

 

 

此时隔离等级是Repeatable  Read,标准的是可以出现幻读现象的,


c)  查询有多个索引可以走,可以对不同索引加锁

还可以通过设置innodb monitor 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:

 

gap lock 间隙锁 解释:

 

注意

通过索引项加锁实现的例子:

 


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