mysql-行锁的实现

一、背景知识

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。

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，数据都必须保持一致状态。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（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
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）：事务完成之后，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。

并发事务处理带来的问题

相对于串行处理来说，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。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题。
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。这种现象被形象地叫做”脏读”。
不可重复读（Non-Repeatable Reads）：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，这种现象就称为“幻读”。

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，基本上可分为以下两种。

一种是在读取数据前，对其加锁，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，这种技术叫做数据多版本并发控制（MultiVersion Concurrency 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，但付出的代价也就越大，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，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。

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。表20-5很好地概括了这4个隔离级别的特性。

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，事务可以看到其他事务没有被提交的数据（脏数据）	是	是	是
已提交度（Read committed）	语句级，事务可以看到其他事务已经提交的数据	否	是	是
可重复读（Repeatable read）	事务级，事务中两次查询的结果相同	否	否	是
可序列化（Serializable）	串行	否	否	否

最后要说明的是：各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，

Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准隔离级别，另外还提供自己定义的Read only隔离级别；
SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个隔离级别外，还支持一个叫做“快照”的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。
MySQL 支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读，但某些情况下又不是，这些内容在后面的章节中将会做进一步介绍。

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

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

1）InnoDB存储引擎的表在不使用索引时使用表锁例子

session1	session2
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

在上如表中，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。

2）有了索引以后，在对索引字段查询时，使用的就是行级锁：
添加索引：alter table tab_no_index add index ind_tab_no_index_id (id);

session1	session2
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; +——+——+ \| id \| name \| +——+——+ \| 2 \| 2 \| +——+——+

从上表可知，由于使用了行级锁，所以对不同行使用排它锁相互不影响。

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。
表tab_with_index的id字段有索引，name字段没有索引。

mysql> select * from tab_with_index where id = 1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
| 1    | 1    |
| 1    | 4    |
+------+------+

InnoDB存储引擎使用相同索引键的阻塞例子

session1	session2
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。
表tab_with_index的id字段有普通索引，name字段有普通索引：
InnoDB存储引擎的表使用不同索引的阻塞例子

session1	session2
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、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：
Select * from emp where empid > 100 for update;
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！
下面例子中，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,……,100,101。
InnoDB存储引擎的间隙锁阻塞例子

session1	session1
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102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(102,…); 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(102,…); Query OK, 1 row affected (13.35 sec)

5、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。

session1	session2
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; +——+——+ \| id \| name \| +——+——+ \| 2 \| 2 \| +——+——+