MySQL- 锁(2)

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：

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：

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：

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：

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 \| +------+------+ 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。

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：

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 \| +-----------------+ 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 * 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)

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。

l 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。

l 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20-14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。

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: 0

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)

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：

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

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 还原SQLServer2008数据库报用户无法登录 .
disable jboss JMXInvokerServlet .
原文地址：https://www.cnblogs.com/zuolun2017/p/5630994.html

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)