文章目录
- 一、锁类型
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- [1.1 全局锁](#1.1 全局锁)
- [1.2 表级锁](#1.2 表级锁)
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- [1.2.1 表锁](#1.2.1 表锁)
- [1.2.2 元数据锁](#1.2.2 元数据锁)
- [1.2.3 意向锁](#1.2.3 意向锁)
- [1.2.4 自增锁](#1.2.4 自增锁)
- [1.3 行级锁](#1.3 行级锁)
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- [1.3.1 记录锁](#1.3.1 记录锁)
- [1.3.2 间隙锁](#1.3.2 间隙锁)
- [1.3.3 临键锁](#1.3.3 临键锁)
- [1.3.4 插入意向锁](#1.3.4 插入意向锁)
- [1.4 锁的兼容性](#1.4 锁的兼容性)
- 二、锁的CUDP
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- [2.1 查询](#2.1 查询)
- [2.2 删除、更新](#2.2 删除、更新)
- [2.3 插入](#2.3 插入)
- 三、锁的对象
- 四、并发死锁
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- [4.1 相反加锁顺序导致死锁](#4.1 相反加锁顺序导致死锁)
- [4.2 锁冲突导致死锁](#4.2 锁冲突导致死锁)
- [4.3 如何避免死锁](#4.3 如何避免死锁)
- [4.4 例子](#4.4 例子)
锁机制用于管理对共享资源的并发访问,实现事务的隔离级别 。
一、锁类型
MySQL当中事务采用的是粒度锁:针对表(B+树)、页(B+树叶子节点)、行(B+树叶子节点当中某一段记录行)三种粒度加锁。
因此可分为全局锁、表级锁和行级锁。全局锁是针对数据库加锁,表级锁是针对表或页进行加锁;行级锁是针对表的索引加锁。
1.1 全局锁
全局锁(Global Lock)是一种数据库锁机制,它可以锁定整个数据库系统,阻止其他事务对数据库进行写入或修改操作。当一个事务获取到全局锁时,其他事务将无法执行任何对数据库写入的操作,直到全局锁被释放。
sql
-- 全局锁,整个数据库处于只读状态,其他操作均阻塞
FLUSH TABLES WITH READ LOCK
-- 释放全局锁
UNLOCK TABLES
全局锁用于全库逻辑备份。这样在备份数据库期间,不会因为数据或表结构的更新,而出现备份文件的数据与预期的不一样。
但是在备份期间,业务只能读数据,不能更新数据, 造成业务停滞。
1.2 表级锁
表级锁又分为表锁、元数据锁、意向锁、自增锁。
1.2.1 表锁
表锁(Table-level lock)用于锁定整个表,控制对表的并发访问。当一个事务获取到表级锁时,其他事务将被阻塞,无法同时对该表进行写操作或修改操作。
表锁是一种粗粒度的锁,适用于需要对整张表进行操作的场景。
sql
LOCK TABLES 表名 READ|WRITE
UNLOCK TABLES
1.2.2 元数据锁
元数据锁(MetaData Lock)用于保护数据库对象的元数据(如表结构、索引信息等)。当一个事务获取到元数据锁后,其他事务将无法修改该元数据,直到锁被释放。元数据锁将阻止并发事务对元数据的并行修改,防止出现不一致或损坏的元数据状态。
1.2.3 意向锁
意向锁(Intention Lock)用于快速判断表里是否有记录加锁。
当一个事务要获取一个表中某些行的排他锁或共享锁时,它需要首先获取该表的意向锁,可以快速判断表里是否有行记录加锁,从而避免全表扫描查询是否有记录被加锁了。
意向锁分为两种类型:
∘ \circ ∘ 意向共享锁(Intent Shared Lock,IS):一个事务要获取某表中某些行的共享锁时,需要先获取该表的意向共享锁。意向共享锁不互斥,多个事务可以同时获取。
∘ \circ ∘ 意向排他锁(Intent Exclusive Lock,IX):一个事务要获取某表中某些行的排他锁时,需要先获取该表的意向排他锁。意向排他锁与意向共享锁互斥,当一个事务持有意向排他锁时,其他事务无法获取该表的意向排他锁或意向共享锁。目的:为了告诉其他事务,此时这条表被一个事务在访问;作用:排除表级别读写锁 (全面扫描加锁)
例如,当一个事务要获取某表的排他锁时,它可以先检查是否已经有其他事务持有意向共享锁,如果有,则可以知道在表级上可能存在其他事务正在读取,而不必尝试获取排他锁。
1.2.4 自增锁
自增锁(Auto-Increment Lock)实现自增约束,当往表插入数据时会使用auto-inc锁来加锁,语句结束后释放锁,而不是在事务结束时释放(这和行级锁有区别,行级锁是在事务结束才释放锁)。
当一个事务要插入新数据并获取下一个自增值时,它首先会获取一个自增锁。一旦事务获得了自增锁,它就可以安全地执行插入操作,并确保每次插入都会得到一个唯一且连续的自增值。其他事务在等待自增锁被释放之前,无法获取下一个自增值,从而避免了冲突和重复。
但是,自增锁在对大量数据进行插入操作时,阻塞其他事务的插入操作,影响性能。因此, 在 Mysql 5.1.22 版本后仅对 AUTO_INCREMENT字段加上轻量级锁,当字段自增后,立即释放锁,而不需要等待整个插入语句执行完后才释放锁。
1.3 行级锁
行级锁的类型有
- 记录锁,也就是仅仅把一条(行)记录锁上;
- 间隙锁,锁定一个范围,但是不包含记录本身;
- 临键锁:记录锁 + 间隙锁的组合,锁定一个范围,并且锁定记录本身。
1.3.1 记录锁
记录锁(record lock),所以一行记录,可分为:
共享锁
共享锁(Shared Lock,也称为读锁、S锁):多个事务可以同时获取同一行的共享锁,用于读取数据。共享锁之间不互斥,多个事务可以同时持有共享锁并进行读操作,但无法同时持有排他锁或修改锁。
1)在 SERIALIZABLE 隔离级别下,默认帮读操作加共享锁;
2)在 REPEATABLE READ 隔离级别下,需手动加共享锁,可解决幻读问题;
3)在 READ COMMITTED 隔离级别下,没必要加共享锁,采用的是 MVCC;
4)在 READ UNCOMMITTED 隔离级别下,既没有加锁也没有使用MVCC;
排他锁
排他锁(Exclusive Lock,也称为写锁、X锁):只有一个事务可以获取同一行的排他锁,用于修改数据。排他锁与共享锁和其他排他锁互斥,一个事务持有排他锁时,其他事务无法获取共享锁或排他锁。
在4种隔离级别下,都添加了排他锁,事务提交或事务回滚后释放锁。
1.3.2 间隙锁
间隙锁(Gap Lock)用于锁定两个索引键之间的空隙(即不存在的值)。主要是锁范围,但不包含记录本身,是全开区间。RR级别及以上支持。
当一个事务执行范围查询时,可能存在其他事务在查询结果范围内插入新行或修改已有行。为了防止幻读(Phantom Read)的情况发生,间隙锁可以锁定这些空隙,以确保数据的一致性。
(解决了快照读的幻读问题。但对于当前读,仍需要手动加锁 )
1.3.3 临键锁
临键锁(Next-Key Lock),记录锁 与 间隙锁的组合,用于锁范围和记录。包含记录本身是左开右闭区间。RR级别及以上支持,解决了幻读问题。
1.3.4 插入意向锁
插入意向锁(Insert Intention Lock)是一种间隙锁形式的意向锁,在insert 操作的时候产生。在多事务同时写入不同数据至同一索引间隙的时候,并不需要等待其他事务完成,不会发生锁等待。
假设有一个记录索引包含键值 4 和 7,两个不同的事务分别插入5 和 6,每个事务都会产生一个加在 4-7 之间的插入意向锁,获取在插入行上的排它锁,但是不会被互相锁住,因为数据行并不冲突。
1.4 锁的兼容性
1.4.1 兼容性1
锁 | S | X | IS | IX | AI |
---|---|---|---|---|---|
S | 兼容 | 冲突 | 兼容 | 冲突 | 冲突 |
X | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 |
IS | 兼容 | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
IX | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
AI | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 冲突 |
由于 innodb 支持的是行级别的锁,意向锁并不会阻塞除了全表扫描以外的任何请求。
1)意向锁之间是互相兼容的。
2)IS 只对排他锁不兼容。
3)当想为某一行添加 S 锁,先自动为所在的页和表添加意向锁IS,再为该行添加 S 锁。
4)当想为某一行添加 X 锁,先自动为所在的页和表添加意向锁IX,再为该行添加 X 锁。
5)当事务试图读或写某一条记录时,会先在表上加上意向锁,然后才在要操作的记录上加上读锁或写锁。这样判断表中是否有记录加锁就很简单了,只要看下表上是否有意向锁就行了。意向锁之间是不会产生冲突的,也不和 AUTO_INC 表锁冲突,它只会阻塞表级读锁或表级写锁,另外,意向锁也不会和行锁冲突,行锁只会和行锁冲突。
1.4.2 兼容性2
锁 | Gap 持有 | Insert Intention 持有 | Record 持有 | Next-key 持有 |
---|---|---|---|---|
Gap 请求 | 兼容 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
Insert Intention 请求 | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 冲突 |
Record 请求 | 兼容 | 兼容 | 冲突 | 冲突 |
Next-key 请求 | 兼容 | 兼容 | 冲突 | 冲突 |
横向:表示已经持有的锁;纵向:表示正在请求的锁;
一个事务已经获取了插入意向锁,对其他事务是没有任何影响的;
一个事务想要获取插入意向锁,如果有其他事务已经加了 gap lock 或 Next-key lock 则会阻塞;这个是重死锁之源;
二、锁的CUDP
2.1 查询
- MVCC:undo log 实现历史版本记录
- S 锁:lock in share mode
- X 锁:for update
- 不做任何处理:读未提交隔离级别使用的策略
2.2 删除、更新
自动添加 X 锁
2.3 插入
- 插入意向锁:特殊的间隙锁,同时会使用 X 锁。
- 自增锁:特殊表锁实现
三、锁的对象
行级锁是针对表的索引加锁,索引包括聚集索引和辅助索引。
表级锁是针对页或表进行加锁。
重点讨论 InnoDB 在 read committed 和 repeatable read 级别下锁的情况。
假设存在如下的students 表作为实例,其中 id 为主键,no(学号)为辅助唯一索引,name(姓名)和 age(年龄)为二级非唯一索引,score(学分)无索引。
id | no | name | age | score |
---|---|---|---|---|
15 | S0001 | Bob | 25 | 34 |
18 | S0002 | Alice | 24 | 77 |
20 | S0003 | Jim | 24 | 5 |
30 | S0004 | Eric | 23 | 91 |
37 | S0005 | Tom | 22 | 22 |
49 | S0006 | Tom | 25 | 83 |
50 | S0007 | Rose | 23 | 89 |
1)聚集索引,查询命中: UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 15;
命中就进行写操作,也就是加X锁
2)聚集索引,查询未命中: UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 16;
未命中,加gap锁。RC级别没有gap锁,不加。
RR级别加在(15,18)间加gap锁,阻止其他事务在这个区间操作(修改、插入),避免幻读。
3)辅助唯一索引,查询命中: UPDATE students SET score =100 WHERE no = 'S0003';
4)辅助唯一索引,查询未命中: UPDATE students SET score = 100 WHERE no = 'S0008';
5)辅助非唯一索引,查询命中: UPDATE students SET score = 100 WHERE name = 'Tom';
RR级别下,可重复读,因此需要加gap锁,阻止其他事务再插入Tom
6)辅助非唯一索引,查询未命中: UPDATE students SET score = 100 WHERE name = 'John';
RR级别,按字典顺序,在JIm和Rose间插入gap锁
7)无索引: UPDATE students SET score = 100 WHERE score = 22;
在无索引的情况下,全表查询,按扫描顺序,逐行加锁,效率最低。
8)聚集索引,范围查询: UPDATE students SET score = 100 WHERE id <= 20;
9)辅助索引,范围查询: UPDATE students SET score = 100 WHERE age <= 23;
注意:事务对聚集索引 B+ 树的范围查询是按序的,不会有死锁。但是对于辅助索引 B+ 树的修改却不一定有序,可能会导致死锁。比如事务A加锁顺序1、2,事务B加锁顺序2、1
10)修改索引值: UPDATE students SET name = 'John' WHERE id = 15;
四、并发死锁
死锁:两个或两个以上的事务在执行过程中,因争夺锁资源而造成的一种互相等待的现象。
MySQL 中采用 wait-for graph(等待图-采用非递归深度优先的图算法实现)的方式来进行死锁检测。
4.1 相反加锁顺序导致死锁
这种情况下有两种原因造成死锁:
1)不同表的加锁顺序相反
2)相同表不同行加锁顺序相反
相同表不同行加锁顺序相反造成死锁有很多变种,其中容易忽略的是给辅助索引行加锁的时候,同时会给聚集索引行加锁;同时还可能出现在外键索引时,给父表加锁,同时隐含给子表加锁;触发器同样如此,这些都需要视情况分析。
解决办法是:调整加锁顺序;
4.2 锁冲突导致死锁
innodb 在 RR 隔离级别下,最常见的是插入意向锁与 gap 锁冲突造成死锁;主要原理为:一个事务想要获取插入意向锁,如果有其他事务已经加了 gap lock 或 Next-key lock 则会阻塞;
解决办法是:更换语句或者降低隔离级别;
4.3 如何避免死锁
1)尽可能以相同顺序来访问索引记录和表
2)如果能确定幻读和不可重复读对应用影响不大,考虑将隔离级别降低为 RC
3)添加合理的索引,不走索引将会为每一行记录加锁,死锁概率非常大
4)尽量在一个事务中锁定所需要的所有资源,减小死锁概率
5)避免大事务,将大事务分拆成多个小事务;大事务占用资源多,耗时长,冲突概率变高
6)避免同一时间点运行多个对同一表进行读写的概率;
4.4 例子
例1
sql
DROP TABLE IF EXISTS `account_t`;
CREATE TABLE `account_t` (
`id` INT(11) NOT NULL,
`name` VARCHAR(255) DEFAULT NULL,
`money` INT(11) DEFAULT 0,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `idx_name` (`name`)
)ENGINE = INNODB AUTO_INCREMENT=0 DEFAULT CHARSET = utf8;
INSERT INTO `account_t` VALUES (1, 'C', 1000),(2, 'B', 1000),(3, 'A', 1000);
SELECT * FROM account_t;
-- 相反加锁顺序死锁1
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
BEGIN
-- 死锁事务1
UPDATE `account_t` SET `money` = `money` - 100 WHERE `id` = 1;
-- 死锁事务2
-- UPDATE `account_t` SET `money` = `money` - 100 WHERE `id` = 2;
-- 死锁事务1
UPDATE `account_t` SET `money` = `money` + 100 WHERE `id` = 2;
-- 死锁事务2
-- UPDATE `account_t` SET `money` = `money` - 100 WHERE `id` = 1;
rollback
例2
sql
DROP TABLE IF EXISTS `dl_mark_t`;
CREATE TABLE `dl_mark_t` (
`a` INT(11) NOT NULL DEFAULT '0',
`b` INT(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`a`),
UNIQUE KEY `uk_b` (`b`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
INSERT INTO `dl_mark_t` VALUES (1,1),(5,4),(20,20),(25,12);
SELECT * from dl_mark_t;
-- 死锁情况 1
/*
事务一在插入时由于跟事务二插入的记录唯一键冲突,所以对 b=10 这个唯一索引加 S 锁(Next-key)并处于锁等待,事务二再插入 b=9 这条记录,需要获取插入意向锁(lock_mode X locks gap before rec insert intention)和事务一持有的 Next-key 锁冲突,从而导致死锁。
*/
BEGIN
-- 死锁事务 2
insert into `dl_mark_t` values(26,10); -- a=26不存在,插入的时候加了(26,+∞)的gap锁
-- 死锁事务 1
insert into `dl_mark_t` values(30,10); -- 获取插入意向锁,与上面的gap锁冲突(记录唯一键冲突),对b加gap锁,进入锁等待,等待事务2释放gap锁
-- 死锁事务 2
insert into `dl_mark_t` values(40,9); -- 获取插入意向锁,与事务1的gap锁冲突,对b加gap锁,进入锁等待,等待事务1释放gap锁
-- 死锁情况 2
/*
1. 三个事务依次执行 insert 语句,由于 b是唯一索引,所以后两个事务会出现唯一键冲突。
但此时要注意的是事务一还没有提交,所以并不会立即报错。事务二和事务三为了判断是否出现唯一键冲突,
必须进行一次当前读,加的锁是 Next-Key 锁,所以进入锁等待。要注意的是,就算在 RC 隔离级别下,一样会加 Next-Key 锁,所以说出现 GAP 锁不一定就是 RR 隔离级别;
3. 事务一回滚,此时事务二和事务三成功获取记录上的 S 锁;
4. 事务二和事务三继续执行插入操作,需要依次请求记录上的插入意向锁(插入意向锁和 GAP 锁冲突,所以事务二等待事务三,事务三等待事务二,形成死锁。
*/
BEGIN
-- 死锁事务 1
insert into `dl_mark_t` values(27, 29);
-- 死锁事务 2
insert into `dl_mark_t` values(28, 29);
-- 死锁事务 3
insert into `dl_mark_t` values(29, 29);
-- 死锁事务 1
ROLLBACK;