MySQL詳解－－鎖，事務

Love Lenka發表於2017-03-15
MySql
http://www.cnblogs.com/jukan/p/5670950.html
http://blog.csdn.net/xifeijian/article/details/20313977
鎖是計算機協調多個程式或執行緒併發訪問某一資源的機制。在資料庫中，除傳統的計算資源（如CPU、RAM、I/O等）的爭用以外，資料也是一種 供許多使用者共享的資源。如何保證資料併發訪問的一致性、有效性是所有資料庫必須解決的一個問題，鎖衝突也是影響資料庫併發訪問效能的一個重要因素。從這個 角度來說，鎖對資料庫而言顯得尤其重要，也更加複雜。本章我們著重討論MySQL鎖機制的特點，常見的鎖問題，以及解決MySQL鎖問題的一些方法或建 議。
MySQL鎖概述
相對其他資料庫而言，MySQL的鎖機制比較簡單，其最顯著的特點是不同的儲存引擎支援不同的鎖機制。比如，MyISAM和MEMORY儲存引 擎採用的是表級鎖（table-level locking）；BDB儲存引擎採用的是頁面鎖（page-level locking），但也支援表級鎖；InnoDB儲存引擎既支援行級鎖（row-level locking），也支援表級鎖，但預設情況下是採用行級鎖。
MySQL這3種鎖的特性可大致歸納如下。
開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、併發效能
l         表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定粒度大，發生鎖衝突的機率最高,併發度最低。
l         行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度最小，發生鎖衝突的機率最低,併發度也最高。
l         頁面鎖：開銷和加鎖時間界於表鎖和行鎖之間；會出現死鎖；鎖定粒度界於表鎖和行鎖之間，併發度一般。
從上述特點可見，很難籠統地說哪種鎖更好，只能就具體應用的特點來說哪種鎖更合適！僅從鎖的角度來說：表級鎖更適合於以查詢為主，只有少量按索 引條件更新資料的應用，如Web應用；而行級鎖則更適合於有大量按索引條件併發更新少量不同資料，同時又有併發查詢的應用，如一些線上事務處理 （OLTP）系統。這一點在本書的“開發篇”介紹表型別的選擇時，也曾提到過。下面幾節我們重點介紹MySQL表鎖和 InnoDB行鎖的問題，由於BDB已經被InnoDB取代，即將成為歷史，在此就不做進一步的討論了。

 
MyISAM表鎖
MyISAM儲存引擎只支援表鎖，這也是MySQL開始幾個版本中唯一支援的鎖型別。隨著應用對事務完整性和併發性要求的不斷提高，MySQL 才開始開發基於事務的儲存引擎，後來慢慢出現了支援頁鎖的BDB儲存引擎和支援行鎖的InnoDB儲存引擎（實際 InnoDB是單獨的一個公司，現在已經被Oracle公司收購）。但是MyISAM的表鎖依然是使用最為廣泛的鎖型別。本節將詳細介紹MyISAM表鎖 的使用。

查詢表級鎖爭用情況

可以透過檢查table_locks_waited和table_locks_immediate狀態變數來分析系統上的表鎖定爭奪：
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的值比較高，則說明存在著較嚴重的表級鎖爭用情況。

MySQL表級鎖的鎖模式

MySQL的表級鎖有兩種模式：表共享讀鎖（Table Read Lock）和表獨佔寫鎖（Table Write Lock）。鎖模式的相容性如表20-1所示。
表20-1                                            MySQL中的表鎖相容性                
請求鎖模式
         是否相容
當前鎖模式
 None 讀鎖 寫鎖
讀鎖 是 是 否
寫鎖 是 否 否
可見，對MyISAM表的讀操作，不會阻塞其他使用者對同一表的讀請求，但會阻塞對同一表的寫請求；對 MyISAM表的寫操作，則會阻塞其他使用者對同一表的讀和寫操作；MyISAM表的讀操作與寫操作之間，以及寫操作之間是序列的！根據如表20-2所示的 例子可以知道，當一個執行緒獲得對一個表的寫鎖後，只有持有鎖的執行緒可以對錶進行更新操作。其他執行緒的讀、寫操作都會等待，直到鎖被釋放為止。
表20-2                          MyISAM儲存引擎的寫阻塞讀例子
session_1 session_2
獲得表film_text的WRITE鎖定
mysql> lock table film_text write;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
  
當前session對鎖定表的查詢、更新、插入操作都可以執行：
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對鎖定表的查詢被阻塞，需要等待鎖被釋放：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
等待
釋放鎖：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 等待
 
Session2獲得鎖，查詢返回：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001;
+---------+-------+
| film_id | title |
+---------+-------+
| 1001    | Test  |
+---------+-------+
1 row in set (57.59 sec)

如何加表鎖

MyISAM在執行查詢語句（SELECT）前，會自動給涉及的所有表加讀鎖，在執行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT等） 前，會自動給涉及的表加寫鎖，這個過程並不需要使用者干預，因此，使用者一般不需要直接用LOCK TABLE命令給MyISAM表顯式加鎖。在本書的示例中，顯式加鎖基本上都是為了方便而已，並非必須如此。
給MyISAM表顯示加鎖，一般是為了在一定程度模擬事務操作，實現對某一時間點多個表的一致性讀取。例如，有一個訂單表orders，其中記 錄有各訂單的總金額total，同時還有一個訂單明細表order_detail，其中記錄有各訂單每一產品的金額小計 subtotal，假設我們需要檢查這兩個表的金額合計是否相符，可能就需要執行如下兩條SQL：
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
這時，如果不先給兩個表加鎖，就可能產生錯誤的結果，因為第一條語句執行過程中，order_detail表可能已經發生了改變。因此，正確的方法應該是：
Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;
要特別說明以下兩點內容。
¡  上面的例子在LOCK TABLES時加了“local”選項，其作用就是在滿足MyISAM表併發插入條件的情況下，允許其他使用者在表尾併發插入記錄，有關MyISAM表的併發插入問題，在後面的章節中還會進一步介紹。
¡  在用LOCK TABLES給表顯式加表鎖時，必須同時取得所有涉及到表的鎖，並且MySQL不支援鎖升級。也就是說，在執行LOCK TABLES後，只能訪問顯式加鎖的這些表，不能訪問未加鎖的表；同時，如果加的是讀鎖，那麼只能執行查詢操作，而不能執行更新操作。其實，在自動加鎖的情況下也基本如此，MyISAM總是一次獲得SQL語句所需要的全部鎖。這也正是MyISAM表不會出現死鎖（Deadlock Free）的原因。
在如表20-3所示的例子中，一個session使用LOCK TABLE命令給表film_text加了讀鎖，這個session可以查詢鎖定表中的記錄，但更新或訪問其他表都會提示錯誤；同時，另外一個session可以查詢表中的記錄，但更新就會出現鎖等待。
表20-3                     MyISAM儲存引擎的讀阻塞寫例子
session_1 session_2
獲得表film_text的READ鎖定
mysql> lock table film_text read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
  
當前session可以查詢該表記錄
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也可以查詢該表的記錄
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)
當前session不能查詢沒有鎖定的表
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可以查詢或者更新未鎖定的表
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
當前session中插入或者更新鎖定的表都會提示錯誤：
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更新鎖定表會等待獲得鎖：
mysql> update film_text set title = 'Test' where film_id = 1001;
等待
釋放鎖
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 等待
 
Session獲得鎖，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
當使用LOCK TABLES時，不僅需要一次鎖定用到的所有表，而且，同一個表在SQL語句中出現多少次，就要透過與SQL語句中相同的別名鎖定多少次，否則也會出錯！舉例說明如下。
（1）對actor表獲得讀鎖：
mysql> lock table actor read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（2）但是透過別名訪問會提示錯誤：
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）需要對別名分別鎖定：
mysql> lock table actor as a read,actor as b read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
（4）按照別名的查詢可以正確執行：
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)

併發插入（Concurrent Inserts）

上文提到過MyISAM表的讀和寫是序列的，但這是就總體而言的。在一定條件下，MyISAM表也支援查詢和插入操作的併發進行。
MyISAM儲存引擎有一個系統變數concurrent_insert，專門用以控制其併發插入的行為，其值分別可以為0、1或2。
l         當concurrent_insert設定為0時，不允許併發插入。
l         當concurrent_insert設定為1時，如果MyISAM表中沒有空洞（即表的中間沒有被刪除的行），MyISAM允許在一個程式讀表的同時，另一個程式從表尾插入記錄。這也是MySQL的預設設定。
l         當concurrent_insert設定為2時，無論MyISAM表中有沒有空洞，都允許在表尾併發插入記錄。
在如表20-4所示的例子中，session_1獲得了一個表的READ LOCAL鎖，該執行緒可以對錶進行查詢操作，但不能對錶進行更新操作；其他的執行緒（session_2），雖然不能對錶進行刪除和更新操作，但卻可以對該 表進行併發插入操作，這裡假設該表中間不存在空洞。
表20-4              MyISAM儲存引擎的讀寫（INSERT）併發例子
session_1 session_2
獲得表film_text的READ LOCAL鎖定
mysql> lock table film_text read local;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
  
當前session不能對鎖定表進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可以進行插入操作，但是更新會等待：
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
當前session不能訪問其他session插入的記錄：
mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002;
Empty set (0.00 sec)
  
釋放鎖：
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
 等待
當前session解鎖後可以獲得其他session插入的記錄：
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獲得鎖，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儲存引擎的併發插入特性，來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用。例如，將concurrent_insert系統變數設為2，總是允許併發插入；同時，透過定期在系統空閒時段執行 OPTIMIZE TABLE語句來整理空間碎片，收回因刪除記錄而產生的中間空洞。有關OPTIMIZE TABLE語句的詳細介紹，可以參見第18章中“兩個簡單實用的最佳化方法”一節的內容。

MyISAM的鎖排程

前面講過，MyISAM儲存引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的，讀寫操作是序列的。那麼，一個程式請求某個 MyISAM表的讀鎖，同時另一個程式也請求同一表的寫鎖，MySQL如何處理呢？答案是寫程式先獲得鎖。不僅如此，即使讀請求先到鎖等待佇列，寫請求後到，寫鎖也會插到讀鎖請求之前！這是因為MySQL認為寫請求一般比讀請求要重要。這也正是MyISAM表不太適合於有大量更新操作和查詢操作應用的原因，因為，大量的更新操作會造成查詢操作很難獲得讀鎖，從而可能永遠阻塞。這種情況有時可能會變得非常糟糕！幸好我們可以透過一些設定來調節MyISAM 的排程行為。
¡  透過指定啟動引數low-priority-updates，使MyISAM引擎預設給予讀請求以優先的權利。
¡  透過執行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該連線發出的更新請求優先順序降低。
¡  透過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性，降低該語句的優先順序。
雖然上面3種方法都是要麼更新優先，要麼查詢優先的方法，但還是可以用其來解決查詢相對重要的應用（如使用者登入系統）中，讀鎖等待嚴重的問題。
另外，MySQL也提供了一種折中的辦法來調節讀寫衝突，即給系統引數max_write_lock_count設定一個合適的值，當一個表的讀鎖達到這個值後，MySQL就暫時將寫請求的優先順序降低，給讀程式一定獲得鎖的機會。
上面已經討論了寫優先排程機制帶來的問題和解決辦法。這裡還要強調一點：一些需要長時間執行的查詢操作，也會使寫程式“餓死”！因 此，應用中應儘量避免出現長時間執行的查詢操作，不要總想用一條SELECT語句來解決問題，因為這種看似巧妙的SQL語句，往往比較複雜，執行時間較 長，在可能的情況下可以透過使用中間表等措施對SQL語句做一定的“分解”，使每一步查詢都能在較短時間完成，從而減少鎖衝突。如果複雜查詢不可避免，應 儘量安排在資料庫空閒時段執行，比如一些定期統計可以安排在夜間執行。
 
 
InnoDB鎖問題
InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點：一是支援事務（TRANSACTION）；二是採用了行級鎖。行級鎖與表級鎖本來就有許多不同之處，另外，事務的引入也帶來了一些新問題。下面我們先介紹一點背景知識，然後詳細討論InnoDB的鎖問題。

背景知識

1．事務（Transaction）及其ACID屬性

事務是由一組SQL語句組成的邏輯處理單元，事務具有以下4個屬性，通常簡稱為事務的ACID屬性。
l         原子性（Atomicity）：事務是一個原子操作單元，其對資料的修改，要麼全都執行，要麼全都不執行。
l         一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，資料都必須保持一致狀態。這意味著所有相關的資料規則都必須應用於事務的修改，以保持資料的完整性；事務結束時，所有的內部資料結構（如B樹索引或雙向連結串列）也都必須是正確的。
l         隔離性（Isolation）：資料庫系統提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部併發操作影響的“獨立”環境執行。這意味著事務處理過程中的中間狀態對外部是不可見的，反之亦然。
l         永續性（Durable）：事務完成之後，它對於資料的修改是永久性的，即使出現系統故障也能夠保持。
銀行轉帳就是事務的一個典型例子。

2．併發事務處理帶來的問題

相對於序列處理來說，併發事務處理能大大增加資料庫資源的利用率，提高資料庫系統的事務吞吐量，從而可以支援更多的使用者。但併發事務處理也會帶來一些問題，主要包括以下幾種情況。
l  更新丟失（Lost Update）：當兩個或多個事務選擇同一行，然後基於最初選定的值更新該行 時，由於每個事務都不知道其他事務的存在，就會發生丟失更新問題－－最後的更新覆蓋了由其他事務所做的更新。例如，兩個編輯人員製作了同一文件的電子副 本。每個編輯人員獨立地更改其副本，然後儲存更改後的副本，這樣就覆蓋了原始文件。最後儲存其更改副本的編輯人員覆蓋另一個編輯人員所做的更改。如果在一 個編輯人員完成並提交事務之前，另一個編輯人員不能訪問同一檔案，則可避免此問題。
l  髒讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄做修改，在這個事務完成並提交前，這條記錄的資料就處於不一致狀態；這時，另一個事務也來讀取同一條記錄，如果不加控制，第二個事務讀取了這些“髒”資料，並據此做進一步的處理，就會產生未提交的資料依賴關係。這種現象被形象地叫做"髒讀"。
l  不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些資料後的某個時間，再次讀取以前讀過的資料，卻發現其讀出的資料已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象就叫做“不可重複讀”。
l  幻讀（Phantom Reads）：一個事務按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的資料，卻發現其他事務插入了滿足其查詢條件的新資料，這種現象就稱為“幻讀”。

3．事務隔離級別

在上面講到的併發事務處理帶來的問題中，“更新丟失”通常是應該完全避免的。但防止更新丟失，並不能單靠資料庫事務控制器來解決，需要應用程式對要更新的資料加必要的鎖來解決，因此，防止更新丟失應該是應用的責任。
“髒讀”、“不可重複讀”和“幻讀”，其實都是資料庫讀一致性問題，必須由資料庫提供一定的事務隔離機制來解決。資料庫實現事務隔離的方式，基本上可分為以下兩種。
l  一種是在讀取資料前，對其加鎖，阻止其他事務對資料進行修改。
l  另一種是不用加任何鎖，透過一定機制生成一個資料請求時間點的一致性資料快照（Snapshot)，並用這個快照來提供一定級別（語句級或事務級）的一致性讀取。從使用者的角度來看，好像是資料庫可以提供同一資料的多個版本，因此，這種技術叫做資料多版本併發控制（MultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也經常稱為多版本資料庫。
資料庫的事務隔離越嚴格，併發副作用越小，但付出的代價也就越大，因為事務隔離實質上就是使事務在一定程度上 “序列化”進行，這顯然與“併發”是矛盾的。同時，不同的應用對讀一致性和事務隔離程度的要求也是不同的，比如許多應用對“不可重複讀”和“幻讀”並不敏 感，可能更關心資料併發訪問的能力。
為了解決“隔離”與“併發”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定義了4個事務隔離級別，每個級別的隔離程度不同，允許出現的副作用也不同，應用可以根據自己的業務邏輯要求，透過選擇不同的隔離級別來平衡 “隔離”與“併發”的矛盾。表20-5很好地概括了這4個隔離級別的特性。
表20-5                                             4種隔離級別比較
讀資料一致性及允許的併發副作用
隔離級別
 讀資料一致性 髒讀 不可重複讀 幻讀
未提交讀（Read uncommitted）
 最低階別，只能保證不讀取物理上損壞的資料 是 是 是
已提交度（Read committed）
 語句級 否 是 是
可重複讀（Repeatable read）
 事務級 否 否 是
可序列化（Serializable）
 最高階別，事務級 否 否 否
最後要說明的是：各具體資料庫並不一定完全實現了上述4個隔離級別，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable兩個標準隔離級別，另外還提供自己定義的Read only隔離級別；SQL Server除支援上述ISO/ANSI SQL92定義的4個隔離級別外，還支援一個叫做“快照”的隔離級別，但嚴格來說它是一個用MVCC實現的Serializable隔離級別。MySQL 支援全部4個隔離級別，但在具體實現時，有一些特點，比如在一些隔離級別下是採用MVCC一致性讀，但某些情況下又不是，這些內容在後面的章節中將會做進 一步介紹。

獲取InnoDB行鎖爭用情況    

可以透過檢查InnoDB_row_lock狀態變數來分析系統上的行鎖的爭奪情況：
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)
如果發現鎖爭用比較嚴重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比較高，還可以透過設定InnoDB Monitors來進一步觀察發生鎖衝突的表、資料行等，並分析鎖爭用的原因。
具體方法如下：
mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Query OK, 0 rows affected (0.14 sec)
然後就可以用下面的語句來進行檢視：
mysql> Show innodb status\G;
*************************** 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
…
監視器可以透過發出下列語句來停止檢視：
mysql> DROP TABLE innodb_monitor;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
設定監視器後，在SHOW INNODB STATUS的顯示內容中，會有詳細的當前鎖等待的資訊，包括表名、鎖型別、鎖定記錄的情況等，便於進行進一步的分析和問題的確定。開啟監視器以後，預設 情況下每15秒會向日志中記錄監控的內容，如果長時間開啟會導致.err檔案變得非常的巨大，所以使用者在確認問題原因之後，要記得刪除監控表以關閉監視 器，或者透過使用“--console”選項來啟動伺服器以關閉寫日誌檔案。

InnoDB的行鎖模式及加鎖方法

InnoDB實現了以下兩種型別的行鎖。
l  共享鎖（S）：允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同資料集的排他鎖。
l  排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務更新資料，阻止其他事務取得相同資料集的共享讀鎖和排他寫鎖。
另外，為了允許行鎖和表鎖共存，實現多粒度鎖機制，InnoDB還有兩種內部使用的意向鎖（Intention Locks），這兩種意向鎖都是表鎖。
l  意向共享鎖（IS）：事務打算給資料行加行共享鎖，事務在給一個資料行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
l  意向排他鎖（IX）：事務打算給資料行加行排他鎖，事務在給一個資料行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。
上述鎖模式的相容情況具體如表20-6所示。
表20-6                                            InnoDB行鎖模式相容性列表
請求鎖模式
   是否相容
當前鎖模式
 X IX S IS
X 衝突 衝突 衝突 衝突
IX 衝突 相容 衝突 相容
S 衝突 衝突 相容 相容
IS 衝突 相容 相容 相容
如果一個事務請求的鎖模式與當前的鎖相容，InnoDB就將請求的鎖授予該事務；反之，如果兩者不相容，該事務就要等待鎖釋放。
意向鎖是InnoDB自動加的，不需使用者干預。對於UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給涉及資料集加排他鎖（X)；對於普通SELECT語句，InnoDB不會加任何鎖；事務可以透過以下語句顯示給記錄集加共享鎖或排他鎖。
¡  共享鎖（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。
¡  排他鎖（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。
用SELECT ... IN SHARE MODE獲得共享鎖，主要用在需要資料依存關係時來確認某行記錄是否存在，並確保沒有人對這個記錄進行UPDATE或者DELETE操作。但是如果當前事 務也需要對該記錄進行更新操作，則很有可能造成死鎖，對於鎖定行記錄後需要進行更新操作的應用，應該使用SELECT... FOR UPDATE方式獲得排他鎖。
在如表20-7所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加鎖後再更新記錄，看看會出現什麼情況，其中actor表的actor_id欄位為主鍵。
表20-7  InnoDB儲存引擎的共享鎖例子
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)
當前session對actor_id=178的記錄加share mode 的共享鎖：
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仍然可以查詢記錄，並也可以對該記錄加share mode的共享鎖：
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)
當前session對鎖定的記錄進行更新操作，等待鎖：
mysql> update actor set last_name = 'MONROE T' where actor_id = 178;
等待
  
 
其他session也對該記錄進行更新操作，則會導致死鎖退出：
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
獲得鎖後，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
  
    當使用SELECT...FOR UPDATE加鎖後再更新記錄，出現如表20-8所示的情況。
表20-8 InnoDB儲存引擎的排他鎖例子
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)
當前session對actor_id=178的記錄加for update的排它鎖：
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可以查詢該記錄，但是不能對該記錄加共享鎖，會等待獲得鎖：
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
當前session可以對鎖定的記錄進行更新操作，更新後釋放鎖：
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獲得鎖，得到其他session提交的記錄：
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)

InnoDB行鎖實現方式

InnoDB行鎖是透過給索引上的索引項加鎖來實現的，這一點MySQL與Oracle不同，後者是透過在資料塊中對相應資料行加鎖來實現的。InnoDB這種行鎖實現特點意味著：只有透過索引條件檢索資料，InnoDB才使用行級鎖，否則，InnoDB將使用表鎖！
在實際應用中，要特別注意InnoDB行鎖的這一特性，不然的話，可能導致大量的鎖衝突，從而影響併發效能。下面透過一些實際例子來加以說明。
（1）在不透過索引條件查詢的時候，InnoDB確實使用的是表鎖，而不是行鎖。
在如表20-9所示的例子中，開始tab_no_index表沒有索引：
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儲存引擎的表在不使用索引時使用表鎖例子
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，看起來session_1只給一行加了排他鎖，但session_2在請求其他行的排他鎖時，卻出現了鎖等待！原因就是在沒有索引的情 況下，InnoDB只能使用表鎖。當我們給其增加一個索引後，InnoDB就只鎖定了符合條件的行，如表20-10所示。
建立tab_with_index表，id欄位有普通索引：
mysql> create table tab_with_index(id int,name varchar(10)) engine=innodb;
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儲存引擎的表在使用索引時使用行鎖例子
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）由於MySQL的行鎖是針對索引加的鎖，不是針對記錄加的鎖，所以雖然是訪問不同行的記錄，但是如果是使用相同的索引鍵，是會出現鎖衝突的。應用設計的時候要注意這一點。
在如表20-11所示的例子中，表tab_with_index的id欄位有索引，name欄位沒有索引：
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;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
| 1    | 4    |
+------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
表20-11 InnoDB儲存引擎使用相同索引鍵的阻塞例子       
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)
  
 
雖然session_2訪問的是和session_1不同的記錄，但是因為使用了相同的索引，所以需要等待鎖：
mysql> select * from tab_with_index where id = 1 and name = '4' for update;
等待
（3）當表有多個索引的時候，不同的事務可以使用不同的索引鎖定不同的行，另外，不論是使用主鍵索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都會使用行鎖來對資料加鎖。
在如表20-12所示的例子中，表tab_with_index的id欄位有主鍵索引，name欄位有普通索引：
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儲存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的索引訪問記錄，因為記錄沒有被索引，所以可以獲得鎖：
mysql> select * from tab_with_index where name = '2' for update;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 2    | 2    |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
 
由於訪問的記錄已經被session_1鎖定，所以等待獲得鎖。：
mysql> select * from tab_with_index where name = '4' for update;
（4）即便在條件中使用了索引欄位，但是否使用索引來檢索資料是由MySQL透過判斷不同執行計劃的代價來決定的，如果MySQL認為全表掃描效率更高，比如對一些很小的表，它就不會使用索引，這種情況下InnoDB將使用表鎖，而不是行鎖。因此，在分析鎖衝突時，別忘了檢查SQL的執行計劃，以確認是否真正使用了索引。關於MySQL在什麼情況下不使用索引的詳細討論，參見本章“索引問題”一節的介紹。
在下面的例子中，檢索值的資料型別與索引欄位不同，雖然MySQL能夠進行資料型別轉換，但卻不會使用索引，從而導致InnoDB使用表鎖。透過用explain檢查兩條SQL的執行計劃，我們可以清楚地看到了這一點。
例子中tab_with_index表的name欄位有索引，但是name欄位是varchar型別的，如果where條件中不是和varchar型別進行比較，則會對name進行型別轉換，而執行的全表掃描。
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)
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)

間隙鎖（Next-Key鎖）

當我們用範圍條件而不是相等條件檢索資料，並請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有資料記錄的索引項加鎖；對於鍵值在條件範圍內 但並不存在的記錄，叫做“間隙（GAP)”，InnoDB也會對這個“間隙”加鎖，這種鎖機制就是所謂的間隙鎖（Next-Key鎖）。
舉例來說，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是 1,2,...,100,101，下面的SQL：
Select * from  emp where empid > 100 for update;
是一個範圍條件的檢索，InnoDB不僅會對符合條件的empid值為101的記錄加鎖，也會對empid大於101（這些記錄並不存在）的“間隙”加鎖。
InnoDB使用間隙鎖的目的，一方面是為了防止幻讀，以滿足相關隔離級別的要求，對於上面的例子，要是不使用間隙鎖，如果其他事務插入了 empid大於100的任何記錄，那麼本事務如果再次執行上述語句，就會發生幻讀；另外一方面，是為了滿足其恢復和複製的需要。有關其恢復和複製對鎖機制 的影響，以及不同隔離級別下InnoDB使用間隙鎖的情況，在後續的章節中會做進一步介紹。
很顯然，在使用範圍條件檢索並鎖定記錄時，InnoDB這種加鎖機制會阻塞符合條件範圍內鍵值的併發插入，這往往會造成嚴重的鎖等待。因此，在實際應用開發中，尤其是併發插入比較多的應用，我們要儘量最佳化業務邏輯，儘量使用相等條件來訪問更新資料，避免使用範圍條件。
還要特別說明的是，InnoDB除了透過範圍條件加鎖時使用間隙鎖外，如果使用相等條件請求給一個不存在的記錄加鎖，InnoDB也會使用間隙鎖！
在如表20-13所示的例子中，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,......,100,101。
表20-13                InnoDB儲存引擎的間隙鎖阻塞例子
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)
當前session對不存在的記錄加for update的鎖：
mysql> select * from emp where empid = 102 for update;
Empty set (0.00 sec)
  
 
這時，如果其他session插入empid為102的記錄（注意：這條記錄並不存在），也會出現鎖等待：
mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
阻塞等待
Session_1 執行rollback：
mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (13.04 sec)
  
 
由於其他session_1回退後釋放了Next-Key鎖，當前session可以獲得鎖併成功插入記錄：
mysql>insert into emp(empid,...) values(102,...);
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

恢復和複製的需要，對InnoDB鎖機制的影響

MySQL透過BINLOG錄執行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新資料的SQL語句，並由此實現MySQL資料庫的恢復 和主從複製（可以參見本書“管理篇”的介紹）。MySQL的恢復機制（複製其實就是在Slave Mysql不斷做基於BINLOG的恢復）有以下特點。
l  一是MySQL的恢復是SQL語句級的，也就是重新執行BINLOG中的SQL語句。這與Oracle資料庫不同，Oracle是基於資料庫檔案塊的。
l  二是MySQL的Binlog是按照事務提交的先後順序記錄的，恢復也是按這個順序進行的。這點也與Oralce不同，Oracle是按照系統更新號 （System Change Number，SCN）來恢復資料的，每個事務開始時，Oracle都會分配一個全域性唯一的SCN，SCN的順序與事務開始的時間順序是一致的。
從上面兩點可知，MySQL的恢復機制要求：在一個事務未提交前，其他併發事務不能插入滿足其鎖定條件的任何記錄，也就是不允許出現幻讀，這已 經超過了ISO/ANSI SQL92“可重複讀”隔離級別的要求，實際上是要求事務要序列化。這也是許多情況下，InnoDB要用到間隙鎖的原因，比如在用範圍條件更新記錄時，無 論在Read Commited或是Repeatable Read隔離級別下，InnoDB都要使用間隙鎖，但這並不是隔離級別要求的，有關InnoDB在不同隔離級別下加鎖的差異在下一小節還會介紹。
另外，對於“insert  into target_tab select * from source_tab where ...”和“create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...(CTAS)”這種SQL語句，使用者並沒有對source_tab做任何更新操作，但MySQL對這種SQL語句做了特別處理。先來看如表 20-14的例子。
表20-14                   CTAS操作給原表加鎖例子
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;  
 
返回結果
commit;
在上面的例子中，只是簡單地讀 source_tab表的資料，相當於執行一個普通的SELECT語句，用一致性讀就可以了。ORACLE正是這麼做的，它透過MVCC技術實現的多版本 資料來實現一致性讀，不需要給source_tab加任何鎖。我們知道InnoDB也實現了多版本資料，對普通的SELECT一致性讀，也不需要加任何 鎖；但這裡InnoDB卻給source_tab加了共享鎖，並沒有使用多版本資料一致性讀技術！
MySQL為什麼要這麼做呢？其原因還是為了保證恢復和複製的正確性。因為不加鎖的話，如果在上述語句執行過程中，其他事務對 source_tab做了更新操作，就可能導致資料恢復的結果錯誤。為了演示這一點，我們再重複一下前面的例子，不同的是在session_1執行事務 前，先將系統變數 innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設定為“on”（其預設值為off），具體結果如表20-15所示。
表20-15                   CTAS操作不給原表加鎖帶來的安全問題例子
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: 0
  
 
session_1未提交，可以對session_1的select的記錄進行更新操作。
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)
插入操作後提交
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.07 sec)
  
此時檢視資料，target_tab中可以插入source_tab更新前的結果，這符合應用邏輯：
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)
從上可見，設定系統變數innodb_locks_unsafe_for_binlog的值為“on”後，InnoDB不再對source_tab加鎖，結果也符合應用邏輯，但是如果分析BINLOG的內容：
......
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;
# 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;
......
    可以發現，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用這個BINLOG進行資料庫恢復，恢復的結果與實際的應用邏輯不符；如果進行復制，就會導致主從資料庫不一致！
透過上面的例子，我們就不難理解為什麼MySQL在處理“Insert  into target_tab select * from source_tab where ...”和“create  table new_tab ...select ... From  source_tab where ...”時要給source_tab加鎖，而不是使用對併發影響最小的多版本資料來實現一致性讀。還要特別說明的是，如果上述語句的SELECT是範圍條 件，InnoDB還會給源表加間隙鎖（Next-Lock）。
因此，INSERT...SELECT...和 CREATE TABLE...SELECT...語句，可能會阻止對源表的併發更新，造成對源表鎖的等待。如果查詢比較複雜的話，會造成嚴重的效能問題，我們在應用中 應儘量避免使用。實際上，MySQL將這種SQL叫作不確定（non-deterministic）的SQL，不推薦使用。
如果應用中一定要用這種SQL來實現業務邏輯，又不希望對源表的併發更新產生影響，可以採取以下兩種措施：
¡  一是採取上面示例中的做法，將innodb_locks_unsafe_for_binlog的值設定為“on”，強制MySQL使用多版本資料一致性讀。但付出的代價是可能無法用binlog正確地恢復或複製資料，因此，不推薦使用這種方式。
¡  二是透過使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“load data infile ...”語句組合來間接實現，採用這種方式MySQL不會給source_tab加鎖。

InnoDB在不同隔離級別下的一致性讀及鎖的差異

前面講過，鎖和多版本資料是InnoDB實現一致性讀和ISO/ANSI SQL92隔離級別的手段，因此，在不同的隔離級別下，InnoDB處理SQL時採用的一致性讀策略和需要的鎖是不同的。同時，資料恢復和複製機制的特 點，也對一些SQL的一致性讀策略和鎖策略有很大影響。將這些特性歸納成如表20-16所示的內容，以便讀者查閱。
表20-16                                          InnoDB儲存引擎中不同SQL在不同隔離級別下鎖比較
隔離級別
        一致性讀和鎖
SQL
 Read Uncommited Read Commited Repeatable Read Serializable
SQL 條件        
select 相等 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share locks
範圍 None locks Consisten read/None lock Consisten read/None lock Share Next-Key
update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks Exclusive locks
範圍 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
Insert N/A exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
replace 無鍵衝突 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
鍵衝突 exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key exclusive next-key
delete 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
範圍 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
範圍 Share locks Share locks Share Next-Key Share Next-Key
Select * from ... For update 相等 exclusive locks exclusive locks exclusive locks exclusive locks
範圍 exclusive locks Share locks exclusive next-key exclusive next-key
Insert into ... Select ...
（指源表鎖）
 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 ...
（指源表鎖）
 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
從表20-16可以看出：對於許多SQL，隔離級別越高，InnoDB給記錄集加的鎖就越嚴格（尤其是使用範圍條件的時候），產生鎖衝突的可能 性也就越高，從而對併發性事務處理效能的影響也就越大。因此，我們在應用中，應該儘量使用較低的隔離級別，以減少鎖爭用的機率。實際上，透過最佳化事務邏 輯，大部分應用使用Read Commited隔離級別就足夠了。對於一些確實需要更高隔離級別的事務，可以透過在程式中執行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE動態改變隔離級別的方式滿足需求。

什麼時候使用表鎖

對於InnoDB表，在絕大部分情況下都應該使用行級鎖，因為事務和行鎖往往是我們之所以選擇InnoDB表的理由。但在個別特殊事務中，也可以考慮使用表級鎖。
¡  第一種情況是：事務需要更新大部分或全部資料，表又比較大，如果使用預設的行鎖，不僅這個事務執行效率低，而且可能造成其他事務長時間鎖等待和鎖衝突，這種情況下可以考慮使用表鎖來提高該事務的執行速度。
¡  第二種情況是：事務涉及多個表，比較複雜，很可能引起死鎖，造成大量事務回滾。這種情況也可以考慮一次性鎖定事務涉及的表，從而避免死鎖、減少資料庫因事務回滾帶來的開銷。
當然，應用中這兩種事務不能太多，否則，就應該考慮使用MyISAM表了。
在InnoDB下，使用表鎖要注意以下兩點。
（1）使用LOCK TABLES雖然可以給InnoDB加表級鎖，但必須說明的是，表鎖不是由InnoDB儲存引擎層管理的，而是由其上一層──MySQL Server負責的，僅當autocommit=0、innodb_table_locks=1（預設設定）時，InnoDB層才能知道MySQL加的表 鎖，MySQL Server也才能感知InnoDB加的行鎖，這種情況下，InnoDB才能自動識別涉及表級鎖的死鎖；否則，InnoDB將無法自動檢測並處理這種死 鎖。有關死鎖，下一小節還會繼續討論。
（2）在用 LOCK TABLES對InnoDB表加鎖時要注意，要將AUTOCOMMIT設為0，否則MySQL不會給表加鎖；事務結束前，不要用UNLOCK TABLES釋放表鎖，因為UNLOCK TABLES會隱含地提交事務；COMMIT或ROLLBACK並不能釋放用LOCK TABLES加的表級鎖，必須用UNLOCK TABLES釋放表鎖。正確的方式見如下語句：
例如，如果需要寫表t1並從表t讀，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;

關於死鎖

上文講過，MyISAM表鎖是deadlock free的，這是因為MyISAM總是一次獲得所需的全部鎖，要麼全部滿足，要麼等待，因此不會出現死鎖。但在InnoDB中，除單個SQL組成的事務 外，鎖是逐步獲得的，這就決定了在InnoDB中發生死鎖是可能的。如表20-17所示的就是一個發生死鎖的例子。
表20-17 InnoDB儲存引擎中的死鎖例子
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;
...
做一些其他處理...
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已取得排他鎖，等待
 做一些其他處理...
 
mysql> select * from table_1 where where id=1 for update;
死鎖
在上面的例子中，兩個事務都需要獲得對方持有的排他鎖才能繼續完成事務，這種迴圈鎖等待就是典型的死鎖。
發生死鎖後，InnoDB一般都能自動檢測到，並使一個事務釋放鎖並回退，另一個事務獲得鎖，繼續完成事務。但在涉及外部鎖， 或涉及表鎖的情況下，InnoDB並不能完全自動檢測到死鎖，這需要透過設定鎖等待超時引數 innodb_lock_wait_timeout來解決。需要說明的是，這個引數並不是只用來解決死鎖問題，在併發訪問比較高的情況下，如果大量事務因 無法立即獲得所需的鎖而掛起，會佔用大量計算機資源，造成嚴重效能問題，甚至拖跨資料庫。我們透過設定合適的鎖等待超時閾值，可以避免這種情況發生。
通常來說，死鎖都是應用設計的問題，透過調整業務流程、資料庫物件設計、事務大小，以及訪問資料庫的SQL語句，絕大部分死鎖都可以避免。下面就透過例項來介紹幾種避免死鎖的常用方法。
（1）在應用中，如果不同的程式會併發存取多個表，應儘量約定以相同的順序來訪問表，這樣可以大大降低產生死鎖的機會。在下面的例子中，由於兩個session訪問兩個表的順序不同，發生死鎖的機會就非常高！但如果以相同的順序來訪問，死鎖就可以避免。
表20-18        InnoDB儲存引擎中表順序造成的死鎖例子
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 (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）在程式以批次方式處理資料的時候，如果事先對資料排序，保證每個執行緒按固定的順序來處理記錄，也可以大大降低出現死鎖的可能。
表20-19        InnoDB儲存引擎中表資料操作順序不一致造成的死鎖例子
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 transaction
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）在事務中，如果要更新記錄，應該直接申請足夠級別的鎖，即排他鎖，而不應先申請共享鎖，更新時再申請排他鎖，因為當使用者申請排他鎖時，其他事務可能又已經獲得了相同記錄的共享鎖，從而造成鎖衝突，甚至死鎖。具體演示可參見20.3.3小節中的例子。
       （4）前面講過，在REPEATABLE-READ隔離級別下，如果兩個執行緒同時對相同條件記錄用SELECT...FOR UPDATE加排他鎖，在沒有符合該條件記錄情況下，兩個執行緒都會加鎖成功。程式發現記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，如果兩個執行緒都這麼做，就會出 現死鎖。這種情況下，將隔離級別改成READ COMMITTED，就可避免問題，如表20-20所示。
表20-20   InnoDB儲存引擎中隔離級別引起的死鎖例子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)
當前session對不存在的記錄加for update的鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
  
 
其他session也可以對不存在的記錄加for update的鎖：
mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
因為其他session也對該記錄加了鎖，所以當前的插入會等待：
mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
等待
  
 
因為其他session已經對記錄進行了更新，這時候再插入記錄就會提示死鎖並退出：
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
由於其他session已經退出，當前session可以獲得鎖併成功插入記錄：
mysql> insert into actor (actor_id , first_name , last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (13.35 sec)
  
（5）當隔離級別為READ COMMITTED時，如果兩個執行緒都先執行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，如果沒有，就插入記錄。此時，只有一個執行緒能插入成功，另一個執行緒會出現鎖等待，當第1個執行緒提交後，第2個 執行緒會因主鍵重出錯，但雖然這個執行緒出錯了，卻會獲得一個排他鎖！這時如果有第3個執行緒又來申請排他鎖，也會出現死鎖。
對於這種情況，可以直接做插入操作，然後再捕獲主鍵重異常，或者在遇到主鍵重錯誤時，總是執行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖，如表20-21所示。
表20-21   InnoDB儲存引擎中隔離級別引起的死鎖例子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獲得for update的共享鎖：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
由於記錄不存在，session_2也可以獲得for update的共享鎖：
mysql> select actor_id, first_name,last_name from actor where actor_id = 201 for update;
Empty set (0.00 sec)
  
Session_1可以成功插入記錄：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
    
 
Session_2插入申請等待獲得鎖：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
等待
  
Session_1成功提交：
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.04 sec)
    
 
Session_2獲得鎖，發現插入記錄主鍵重，這個時候丟擲了異常，但是並沒有釋放共享鎖：
mysql> insert into actor (actor_id,first_name,last_name) values(201,'Lisa','Tom');
ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '201' for key 'PRIMARY'
  
   
Session_3申請獲得共享鎖，因為session_2已經鎖定該記錄，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
 
這個時候，如果session_2直接對記錄進行更新操作，則會丟擲死鎖的異常：
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釋放鎖後，session_3獲得鎖：
mysql> select first_name, last_name from actor where actor_id = 201 for update;
+------------+-----------+
| first_name | last_name |
+------------+-----------+
| Lisa       | Tom       |
+------------+-----------+
1 row in set (31.12 sec)
儘管透過上面介紹的設計和SQL最佳化等措施，可以大大減少死鎖，但死鎖很難完全避免。因此，在程式設計中總是捕獲並處理死鎖異常是一個很好的程式設計習慣。
如果出現死鎖，可以用SHOW INNODB STATUS命令來確定最後一個死鎖產生的原因。返回結果中包括死鎖相關事務的詳細資訊，如引發死鎖的SQL語句，事務已經獲得的鎖，正在等待什麼鎖，以 及被回滾的事務等。據此可以分析死鎖產生的原因和改進措施。下面是一段SHOW INNODB STATUS輸出的樣例：
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)
……
小結
本章重點介紹了MySQL中MyISAM表級鎖和InnoDB行級鎖的實現特點，並討論了兩種儲存引擎經常遇到的鎖問題和解決辦法。
對於MyISAM的表鎖，主要討論了以下幾點：
（1）共享讀鎖（S）之間是相容的，但共享讀鎖（S）與排他寫鎖（X）之間，以及排他寫鎖（X）之間是互斥的，也就是說讀和寫是序列的。
（2）在一定條件下，MyISAM允許查詢和插入併發執行，我們可以利用這一點來解決應用中對同一表查詢和插入的鎖爭用問題。
（3）MyISAM預設的鎖排程機制是寫優先，這並不一定適合所有應用，使用者可以透過設定LOW_PRIORITY_UPDATES引數，或在INSERT、UPDATE、DELETE語句中指定LOW_PRIORITY選項來調節讀寫鎖的爭用。
（4）由於表鎖的鎖定粒度大，讀寫之間又是序列的，因此，如果更新操作較多，MyISAM表可能會出現嚴重的鎖等待，可以考慮採用InnoDB表來減少鎖衝突。
對於InnoDB表，本章主要討論了以下幾項內容。
l         InnoDB的行鎖是基於鎖引實現的，如果不透過索引訪問資料，InnoDB會使用表鎖。
l         介紹了InnoDB間隙鎖（Next-key)機制，以及InnoDB使用間隙鎖的原因。
l         在不同的隔離級別下，InnoDB的鎖機制和一致性讀策略不同。
l         MySQL的恢復和複製對InnoDB鎖機制和一致性讀策略也有較大影響。
l         鎖衝突甚至死鎖很難完全避免。
在瞭解InnoDB鎖特性後，使用者可以透過設計和SQL調整等措施減少鎖衝突和死鎖，包括：
l         儘量使用較低的隔離級別；
l         精心設計索引，並儘量使用索引訪問資料，使加鎖更精確，從而減少鎖衝突的機會；
l         選擇合理的事務大小，小事務發生鎖衝突的機率也更小；
l         給記錄集顯示加鎖時，最好一次性請求足夠級別的鎖。比如要修改資料的話，最好直接申請排他鎖，而不是先申請共享鎖，修改時再請求排他鎖，這樣容易產生死鎖；
l         不同的程式訪問一組表時，應儘量約定以相同的順序訪問各表，對一個表而言，儘可能以固定的順序存取表中的行。這樣可以大大減少死鎖的機會；
l         儘量用相等條件訪問資料，這樣可以避免間隙鎖對併發插入的影響；
l         不要申請超過實際需要的鎖級別；除非必須，查詢時不要顯示加鎖；
l         對於一些特定的事務，可以使用表鎖來提高處理速度或減少死鎖的可能。
 
 

MySQL事務隔離級別詳解

http://xm-king.iteye.com/blog/770721

 SQL標準定義了4類隔離級別，包括了一些具體規則，用來限定事務內外的哪些改變是可見的，哪些是不可見的。低階別的隔離級一般支援更高的併發處理，並擁有更低的系統開銷。
Read Uncommitted（讀取未提交內容）

       在該隔離級別，所有事務都可以看到其他未提交事務的執行結果。本隔離級別很少用於實際應用，因為它的效能也不比其他級別好多少。讀取未提交的資料，也被稱之為髒讀（Dirty Read）。
Read Committed（讀取提交內容）

       這是大多數資料庫系統的預設隔離級別（但不是MySQL預設的）。它滿足了隔離的簡單定義：一個事務只能看見已經提交事務所做的改變。這種隔離級別 也支援所謂的不可重複讀（Nonrepeatable Read），因為同一事務的其他例項在該例項處理其間可能會有新的commit，所以同一select可能返回不同結果。
Repeatable Read（可重讀）

       這是MySQL的預設事務隔離級別，它確保同一事務的多個例項在併發讀取資料時，會看到同樣的資料行。不過理論上，這會導致另一個棘手的問題：幻讀 （Phantom Read）。簡單的說，幻讀指當使用者讀取某一範圍的資料行時，另一個事務又在該範圍內插入了新行，當使用者再讀取該範圍的資料行時，會發現有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon儲存引擎透過多版本併發控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）機制解決了該問題。

Serializable（可序列化） 
       這是最高的隔離級別，它透過強制事務排序，使之不可能相互衝突，從而解決幻讀問題。簡言之，它是在每個讀的資料行上加上共享鎖。在這個級別，可能導致大量的超時現象和鎖競爭。

         這四種隔離級別採取不同的鎖型別來實現，若讀取的是同一個資料的話，就容易發生問題。例如：

         髒讀(Drity Read)：某個事務已更新一份資料，另一個事務在此時讀取了同一份資料，由於某些原因，前一個RollBack了操作，則後一個事務所讀取的資料就會是不正確的。

         不可重複讀(Non-repeatable read):在一個事務的兩次查詢之中資料不一致，這可能是兩次查詢過程中間插入了一個事務更新的原有的資料。

         幻讀(Phantom Read):在一個事務的兩次查詢中資料筆數不一致，例如有一個事務查詢了幾列(Row)資料，而另一個事務卻在此時插入了新的幾列資料，先前的事務在接下來的查詢中，就會發現有幾列資料是它先前所沒有的。

         在MySQL中，實現了這四種隔離級別，分別有可能產生問題如下所示：

 

下面，將利用MySQL的客戶端程式，分別測試幾種隔離級別。測試資料庫為test，表為tx；表結構：

id                               int

num

                               int

兩個命令列客戶端分別為A，B；不斷改變A的隔離級別，在B端修改資料。

（一）、將A的隔離級別設定為read uncommitted(未提交讀)

 在B未更新資料之前：

客戶端A：

B更新資料：

客戶端B：

客戶端A：

        經過上面的實驗可以得出結論，事務B更新了一條記錄，但是沒有提交，此時事務A可以查詢出未提交記錄。造成髒讀現象。未提交讀是最低的隔離級別。

（二）、將客戶端A的事務隔離級別設定為read committed(已提交讀)

 在B未更新資料之前：

客戶端A：

B更新資料：

客戶端B：

客戶端A：

       經過上面的實驗可以得出結論，已提交讀隔離級別解決了髒讀的問題，但是出現了不可重複讀的問題，即事務A在兩次查詢的資料不一致，因為在兩次查詢之間事務B更新了一條資料。已提交讀只允許讀取已提交的記錄，但不要求可重複讀。

(三)、將A的隔離級別設定為repeatable read(可重複讀)

 在B未更新資料之前：

客戶端A：

B更新資料：

客戶端B：

客戶端A：

B插入資料：

客戶端B：

客戶端A：

       由以上的實驗可以得出結論，可重複讀隔離級別只允許讀取已提交記錄，而且在一個事務兩次讀取一個記錄期間，其他事務部的更新該記錄。但該事務不要求與其他 事務可序列化。例如，當一個事務可以找到由一個已提交事務更新的記錄，但是可能產生幻讀問題(注意是可能，因為資料庫對隔離級別的實現有所差別)。像以上 的實驗，就沒有出現資料幻讀的問題。

(四)、將A的隔離級別設定為 可序列化 (Serializable)

A端開啟事務，B端插入一條記錄

事務A端：

事務B端：

因為此時事務A的隔離級別設定為serializable，開始事務後，並沒有提交，所以事務B只能等待。

事務A提交事務：

事務A端

事務B端

      

         serializable完全鎖定欄位，若一個事務來查詢同一份資料就必須等待，直到前一個事務完成並解除鎖定為止 。是完整的隔離級別，會鎖定對應的資料表格，因而會有效率的問題。

相關文章