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mysql锁与事物

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Mysql

本文介绍锁和事物

锁分类

  • 从性能上分为乐观锁(用版本对比来实现)和悲观锁

  • 从对数据库操作的类型分，分为读锁和写锁(都属于悲观锁) 读锁(共享锁):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(排它锁):当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁

  • 从对数据操作的粒度分，分为表锁和行锁

MyISAM 表锁介绍

每次操作锁住整张表。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;

示例表：

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DROP TABLE IF EXISTS `mylock`;
CREATE TABLE `mylock`(
 `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
 `name` varchar(20) DEFAULT NULL,
 PRIMARY KEY (`id`)
 )ENGINE=MyISAM AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8;

insert into `mylock` (`name`) values ('a');
insert into `mylock` (`name`) values ('b');
insert into `mylock` (`name`) values ('c');
insert into `mylock` (`name`) values ('d');

手动增加表锁

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lock table 表名称 read(write),表名称2 read(write);

查看表上加过的锁

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show open tables;

删除表锁

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unlock tables;

案例分析

加读锁：

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-- Session1
lock table mylock read;         -- session1 加读锁

select * from mylock limit 10;   -- 查看数据 正常

update mylock set name = 'aa' where id = 'a';    -- 修改数据 报错
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-- Session2
select * from mylock limit 10;     -- -- 查看数据  正常
update mylock set name = 'aa' where id = 'a';  -- 修改数据 等待。。。

当前session和其他session都可以读该表
当前session中插入或者更新锁定的表都会报错，其他session插入或更新则会等待

加写锁

当前session对该表的增删改查都没有问题，其他session对该表的所有操作被阻塞

案例结论

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。
1、对MyISAM表的读操作(加读锁) ,不会阻寒其他进程对同一表的读请求,但会阻 赛对同一表的写请求。只有当读锁释放后,才会执行其它进程的写操作。

2、对MylSAM表的写操作(加写锁) ,会阻塞其他进程对同一表的读和写操作,只有 当写锁释放后,才会执行其它进程的读写操作

总结:
简而言之，就是读锁会阻塞写，但是不会阻塞读。而写锁则会把读和写都阻塞。

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。

1、原子性（Atomicity）：事务开始后所有操作，要么全部做完，要么全部不做，不可能停滞在中间环节。事务执行过程中出错，会回滚到事务开始前的状态，所有的操作就像没有发生一样。也就是说事务是一个不可分割的整体，就像化学中学过的原子，是物质构成的基本单位。

2、一致性（Consistency）：事务开始前和结束后，数据库的完整性约束没有被破坏 。比如A向B转账，不可能 A扣了钱，B却没收到。

3、隔离性（Isolation）：同一时间，只允许一个事务请求同一数据，不同的事务之间彼此没有任何干扰。比如A正在从一张银行卡中取钱，在A取钱的过程结束前，B不能向这张卡转账。

4、持久性（Durability）：事务完成后，事务对数据库的所有更新将被保存到数据库，不能回滚。

事物隔离级别

MySQL事物隔离级别

事物隔离级别 脏读 不可重复读 幻读
读未提交（read-uncommitted）也叫脏读 是 是 是
读已提交（read-committed） 否 是 是
可重复读（repeatable-read）默认级别 否 否 是
串行化（serializable） 否 否 否

事物的并发问题

1、脏读：事务A读取了事务B更新的数据，然后B回滚操作，那么A读取到的数据是脏数据

2、不可重复读：事务 A 多次读取同一数据，事务 B 在事务A多次读取的过程中，对数据作了更新并提交，导致事务A多次读取同一数据时，结果 不一致。

3、幻读：系统管理员A将数据库中所有学生的成绩从具体分数改为ABCDE等级，但是系统管理员B就在这个时候插入了一条具体分数的记录，当系统管理员A改结束后发现还有一条记录没有改过来，就好像发生了幻觉一样，这就叫幻读。

小结：不可重复读的和幻读很容易混淆，不可重复读侧重于修改，幻读侧重于新增或删除。解决不可重复读的问题只需锁住满足条件的行，解决幻读需要锁表

mysql默认的事务隔离级别为：repeatable-read

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select @@tx_isolation;

隔离级别详述

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select @@tx_isolation;      ## 查询当前事物隔离等级
set session transaction isolation level read uncommitted;  ## 设置事物隔离等级为读未提交
//read committed   repeatable read
start transaction;  ## 开始事物

1 读未提交

打开一个客户端A，并设置当前事务模式为read uncommitted（未提交读），查询表test的初始值

Mysql_uncommitted01

在客户端A的事务提交之前，打开另一个客户端B，更新表account：

Mysql_uncommitted02

这时，虽然客户端B的事务还没提交，但是客户端A就可以查询到B已经更新的数据：

Mysql_uncommitted03

此时：一旦客户端B的事务因为某种原因回滚，所有的操作都将会被撤销，那客户端A查询到的数据其实就是脏数据：

2 读已提交

打开一个客户端A，并设置当前事务模式为read committed（未提交读），查询表account的初始值：

Mysql_committed01

在客户端A的事务提交之前，打开另一个客户端B，更新表account：

Mysql_committed02

这时，客户端B的事务还没提交，客户端A不能查询到B已经更新的数据，解决了脏读问题：

Mysql_committed03

客户端B的事务提交

Mysql_committed04

客户端A执行与上一步相同的查询，结果 与上一步不一致，即产生了不可重复读的问题

Mysql_committed05

3 可重复度

打开一个客户端A，并设置当前事务模式为repeatable read，查询表account

Mysql_repeatable01

在客户端A的事务提交之前，打开另一个客户端B，更新表account并提交

Mysql_repeatable02

在客户端A执行步骤（1）的查询：

Mysql_repeatable03

此时：数据一致性问题解决了，接着执行 更新操作

Mysql_repeatable04

数据结果变成了1000 （查出来的数据是2000 ，减去500后变成了1000.由此可判断之前的2000不是最新数据，产生了数据不准确问题）

4 串行化

打开一个客户端A，并设置当前事务模式为serializable，开启事物，查询表account的初始值：

Mysql_serializable01

打开一个客户端B，并设置当前事务模式为serializable，执行更新操作一直等待

Mysql_serializable02

MVCC机制详解

可重复读的 隔离级别下使用了MVCC(multi-version concurrency control)机制，select操作 不会更新版本号，是快照读(历史版本);insert、update和delete会更新版本 号，是当前读(当前版本)。 

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DROP TABLE IF EXISTS `account`;
CREATE TABLE `account`(
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, 
  `name` varchar(255) DEFAULT NULL, 
  `balance` int(11) DEFAULT NULL, 
  PRIMARY KEY (`id`)
)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
 INSERT INTO `account`(`name`,`balance`)VALUES('lilei','450');
 INSERT INTO `account`(`name`,`balance`)VALUES('hanmei', '16000');
 INSERT INTO `account`(`name`,`balance`)VALUES('lucy','2400');
 
 id   name    balance  创建事务id  删除事务id 
 2   1lilei   450      10          13
 2   hanmei   16000    11          空
 2   han666   16000    13          空
 -- mysql 会默认给表加创建事物id和删除事物id属性

mysql_MVCC01

mysql_MVCC02

问题：select1 和select2 的查询语句一样，为什么结果不一样

说明：

  1. 开启五个个session，前三个开启事物，transaction100 , transaction200, transaction300

  2. transaction100 做更新操作：

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    update test set c1='123' where id = 1; -- 只为生成事物id，假设trx_id为100

  3. transaction200 做更新操作：

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    update test set c1='666' where id = 5;  -- 只为生成事物id，假设trx_id为200

  4. transaction300 做更新操作：

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    update account set name = 'lilei300' WHERE id = 1; 
    commit;
    -- 生成事物id300， 然后提交事物

    此时版本链为:

    mysql_MVCC03

  5. select1 做查询：

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    select name from account  where id = 1;  
    -- 此时会生成read-view max_id = 300 ,未提交事物数组为[100,200]，min_id = 100,；
    -- 根据版本链比对规则trx_id=300的是可见的，

    则结果为”lilei300“

  6. 做更新操作：

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    update account set name = 'lilei1' WHERE id = 1; 
    update account set name = 'lilei2' WHERE id = 1;
    -- 连续做更新操作

    此时版本链为：

    mysql_MVCC04

  7. select1 做查询：

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    select name from account  where id = 1;  
    -- 此时的read-view会沿用第一次生成的read-view
    -- max_id = 300 ,未提交事物数组为[100,200]，min_id = 100,；
    -- 根据版本链比对规则trx_id=300的是可见的，

    则结果为”lilei300“

  8. transaction100提交事物，transaction200做更新操作：

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    commit; -- transaction100提交事物
    update account set name = 'lilei3' WHERE id = 1;
    update account set name = 'lilei4' WHERE id = 1;

    此时版本链为：

    mysql_MVCC05

  9. select1 做查询：

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    select name from account  where id = 1;  
    -- 此时的read-view还会沿用第一次生成的read-view
    -- max_id = 300 ,未提交事物数组为[100,200]，min_id = 100,；
    -- 根据版本链比对规则trx_id=300的是可见的，

    则结果为”lilei300“

  10. Select2 做查询：

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    select name from account  where id = 1;  --readview:[200],300   lilei2
    -- 此时会生成新的read-view
    -- max_id = 300 ,未提交事物数组为[200]，min_id = 200,；
    -- 根据版本链比对规则遍历：trx_id=100 在已提交事物范围内，可见

    则结果为”lilei2“

注意:

  1. begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作InnoDB 表的语句，事务才真正启动，才会向mysql申请事务id，mysql内部是严格按照事务的启动顺序来分配事务id的
  2. 删除记录，会在undo日志版本链对应记录里面标记删除

mysql 注意事项

SQL规范所规定的标准，不同的数据库具体的实现可能会有些差异

mysql中默认事务隔离级别是可重复读时并不会锁住读取到的行

事务隔离级别为读提交时，写数据只会锁住相应的行

无索引行锁会升级为表锁

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锁主要是加在索引上，如果对非索引字段更新, 行锁可能会变表锁

session1执行:
 update account set balance = 800 where name = 'lilei'; 
session2对该表任一行操作都会阻塞住 InnoDB的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁。并且该索引不能失 效，否则都会从行锁升级为表锁。

锁定某一行还可以用lock in share mode(共享锁) 和for update(排它锁)，例如:select * from test_innodb_lock where a = 2 for update;这样其他session只能读这行数据，修改则会被阻塞，直到锁定行的session提交

事务隔离级别为串行化时，读写数据都会锁住整张表

隔离级别越高，越能保证数据的完整性和一致性，但是对并发性能的影响也越大，鱼和熊掌不可兼得啊。对于多数应用程序，可以优先考虑把数据库系统的隔离级别设为Read Committed，它能够避免脏读取，而且具有较好的并发性能。尽管它会导致不可重复读、幻读这些并发问题，在可能出现这类问题的个别场合，可以由应用程序采用悲观锁或乐观锁来控制。

默认级别情况下间隙锁可以解决幻读

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要避免幻读可以用间隙锁在Session_1下面执行update account set name ='zhuge' where id > 10 and id <=20;，则其他Session没法在这个范围所包含的间隙里插入或修改任何数据

行锁分析

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 

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show status like'innodb_row_lock%';

对各个状态量的说明如下:
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长的一次所花时间

Innodb_row_lock_waits:系统启动后到现在总共等待的次数

对于这5个状态变量，比较重要的主要是: 

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Innodb_row_lock_time_avg (等待平均时长) 
Innodb_row_lock_waits (等待总次数) 
Innodb_row_lock_time(等待总时长)

尤其是当等待次数很高，而且每次等待时长也不小的时候，我们就需要分析系统中为什么会有如此多的等待，然后根据分析结果着手制定优化计划。

优化建议

  • 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
  • 尽可能减少检索条件范围，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，涉及事务加锁的sql 尽量放在事务最后执行
  • 尽可能低级别事务隔离

参考链接